JP3272580B2 - 符号化方法、符号化装置、符号化器、コーディング装置、復号方法、復号装置、復号器、エントロピー復号器、及び初期化方法 - Google Patents

符号化方法、符号化装置、符号化器、コーディング装置、復号方法、復号装置、復号器、エントロピー復号器、及び初期化方法

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Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、データ圧縮システ
ム及びデータ伸長システムの分野に係り、特に、データ
圧縮／伸長システムにおけるデータの並列符号化及び復
号のための方法及び装置に関する。
【０００２】なお、本出願は、米国特許出願第０８／０
１６，０３５号（１９９３年２月１０日受理，”Method
And Apparatus For Parallel Decoding and Encoding
ofData”）の一部継続出願であるところの米国特許出願
第０８／１７２，６４６号（１９９３年１２月２３日受
理，”Method and Apparatus For ParallelEncoding an
d Decoding of Data”）の一部継続出願である。
【０００３】
【従来の技術】今日、データ圧縮は広範囲に利用されて
おり、特に大量のデータの記憶及び伝送のために利用さ
れている。従来より、多くの様々なデータ圧縮手法が存
在している。圧縮手法は２つの大まかなカテゴリー、つ
まり損失性符号化と非損失性符号化とに分類できる。損
失性符号化とは、情報の損失を生じ、したがってオリジ
ナルデータの完全な再現が保証されない符号化のことで
ある。非損失性圧縮では、全ての情報が保存され、デー
タは完全な再現が可能な方法で圧縮される。
【０００４】非損失性圧縮では、入力シンボルは出力符
号語に変換される。圧縮がうまくいけば、その符号語
は、入力シンボルのビット数より少ないビット数で表現
される。非損失性符号化法には、辞書符号化方式（例え
ば、Lempel-Ziv方式）、ランレングス符号化方式、計数
符号化方式、エントロピー符号化方式がある。
【０００５】エントロピー符号化は、既知または予測の
シンボル確率を用いエントロピー限界に近づけるようデ
ータの圧縮を試みる何等かの非損失性符号化からなる。
エントロピー符号には、ハフマン符号、算術符号、バイ
ナリエントロピー符号がある。バイナリエントロピーコ
ーダは、最高確率（最尤）シンボル（ＭＰＳ）と最低確
率シンボル（ＬＰＳ）として表わされることのあるバイ
ナリ（ｙｅｓ／ｎｏ）デシジョンにのみ有効な非損失性
コーダである。バイナリエントロピーコーダの例には、
ＩＢＭ社のＱ−コーダ、それにＢ−コーダと呼ばれるコ
ーダがある。Ｂ−コーダに関するこれ以上の情報につい
ては、”Method and Apparatus forEntropy Coding”な
る発明の名称で１９９３年１２月２１日に発行され、本
発明の共同譲受人に譲渡された米国特許第５，２７２，
４７８号（J.D.Allen）を参照されたい。また、M.J.Gor
mish and J.D.Allen, ”Finite State MachineBinary E
ntropy Coding,”abstract in Porc. Data Compression
Conference,30 March 1993, Snowbird,UT, pg.449 も
参照されたい。このＢ−コーダは、有限状態マシンを圧
縮に利用するバイナリエントロピーコーダである。
【０００６】図１は、バイナリエントロピーコーダを用
いた従来の圧縮／伸長システムのブロック図を示す。符
号化の場合、データがコンテキストモデル（ＣＭ；cont
ext model）１０１に入力される。ＣＭ１０１は、入力
データをバイナリデシジョンの集合または系列に変換
し、各デシジョン（decision）毎にコンテキストビン
（context bin ）を用意する。このバイナリデシジョン
の系列と、それらに関係したコンテキストビンが両方と
も、ＣＭ１０１より確率予測モジュール（ＰＥＭ）１０
２へ出力される。ＰＥＭ１０２は、各コンテキストビン
を受け取り、各バイナリデシジヨンに対する確率予測値
を生成する。実際の確率予測値は、普通、Ｐクラス（PC
lass）と呼ばれるクラスによって表現される。それぞれ
のＰクラスは、１つの確率区間（range）として用いら
れる。ＰＥＭ１０２はまた、バイナリデシジョン（結
果）が、その優勢状態であるか（すなわち、デシジョン
がＭＰＳに相当するか）否かも判定する。ビットストリ
ーム（bit-stream）ジェネレータ（ＢＧ）モジュール１
０３は、確率予測値（すなわちＰクラス）と、バイナリ
デシジョンが優勢であったか否かの判断結果を入力とし
て受け取る。それに応じて、ＢＧモジュール１０３はオ
リジナル入力データを表現するための圧縮データストリ
ームを生成し、０ビット以上を出力する。
【０００７】復号の場合、ＣＭ１０４がコンテキストビ
ンをＰＥＭ１０５に与え、ＰＥＭ１０５がそのコンテキ
ストビンに基づいて確率クラス（Ｐクラス）をＢＧモジ
ュール１０６に与える。ＢＧモジュール１０６は、その
確率クラスを受け取るように接続されている。ＢＧモジ
ュール１０６は、その確率クラスと圧縮データに応じ
て、バイナリデシジョン（すなわち、イベント）がその
優勢状態であるかを表わすビットを返す。ＰＥＭ１０５
は、その返されたビットを受け取り、そのビットに基づ
き確率予測値を更新して、その結果をＣＭ１０４へ返
す。ＣＭ１０４は、返されたビットを受け取り、受け取
ったビットを用いてオリジナルデータを生成するととも
に次のバイナリデシジョンのためのコンテキストビンを
更新する。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】 バイナリエントロピー
符号を用いるＩＢＭ社のＱ−コーダやＢ−コーダ等の復
号器の一つの問題点は、速度が遅いこと、特にハードウ
エアで実現した時に速度が遅いことである。これら復号
器の動作には、単一の大きな低速フィードバックループ
が必要である。復号プロセスをリステート（restate）
するために、コンテキストモデルは過去の復号データを
使って１つのコンテキストを作成する。確率予測モジュ
ールは、そのコンテキストを使って１つの確率クラスを
作成する。ビットストリームジェネレータは、その確率
クラスと圧縮データを用いて次のビットが優勢（likel
y）結果であるか劣勢（unlikely）結果であるか判定す
る。確率予測モジュールは、その優勢／劣勢結果を用い
て結果ビットを生成する（かつ、該コンテキストに対す
る確率予測値を更新する）。この結果ビットは、コンテ
キストモデルによって、過去のデータの履歴を更新する
ために用いられる。これらステップ全部が、たったの１
ビットの復号のために必要とされるのである。コンテキ
ストモデルは、その履歴を更新するため結果を待った後
に初めて、次のコンテキストを用意できるのであるか
ら、次のビットの復号が遅れざるを得ない。次ビットの
復号の前にフィードバックループの完了を待たなくとも
よいようにするのが望ましい。換言すれば、圧縮データ
の復号速度を増加させるために、１度に１ビットもしく
は１符号語よりも多く復号することが望ましい。
【０００９】エントロピー符号を用いる復号器のもう一
つの問題点は、可変長データを処理しなければならない
ことである。大部分のシステムは、復号すべき符号語が
可変長である。あるいは、他のシステムは可変長シンボ
ル（符号化されていないデータ）を符号化する。可変長
データを処理する時には、復号または符号化動作のため
に正確な次データを用意するため、データをビットレベ
ルでシフトする必要がある。このデータストリームに対
するビットレベル操作に、高価かつ／または低速のハー
ドウエア及び／またはソフトウエアを必要とすることが
ある。さらに、従来システムは、このシフト操作を、復
号器の性能を制限するところの時間的に厳しいフィード
バックループ内で行なう必要がある。並列化を使って速
度を上げることができるように、時間的に厳しいフィー
ドバックループからデータストリームのビットレベル操
作を排除することも有利であろう。
【００１０】本発明は、以上に述べた問題点に鑑みてな
されたものであり、その目的とするところは、改良され
た非損失性圧縮及び伸長の方法及び装置を提供するこ
と、また、データを並列に符号化及び復号するリアルタ
イム符号化装置及びリアルタイム復号装置を提供するこ
とにある。本発明の符号化装置と復号装置とで、リアル
タイム符号化とリアルタイム復号を高速／安価なハード
ウエアで実行する平衡（balanced）並列エントロピーシ
ステムができるが、これも本発明の目的に含まれる。本
発明の他の目的は、以下の説明によって明らかになろ
う。
【００１１】
【課題を解決するための手段】本発明によれば、符号化
装置により生成された情報を復号するための復号装置を
持つ圧縮システムに用いるための符号化装置が提供され
る。本発明の符号化装置は、データに応じて符号語情報
を発生する符号化器を含む。この符号化装置はまた、符
号化器から出た符号語情報に応じて符号化データストリ
ームを生成する再配列ユニットを含む。この再配列ユニ
ットは、符号語を復号順に整列させるランカウント並べ
替えユニットと、可変長符号語を組合せて固定長のイン
ターリーブド（interleaved）語とし、その固定長イン
ターリーブド語を復号装置に要求される順序で出力する
ビットパックユニットを含む。なお、ここに述べた内容
は本発明に含まれる課題を解決するための手段の一部に
過ぎず、その全体について以下の説明中において詳細に
述べる。
【００１２】
【発明の実施の形態】データの並列符号化及び並列復号
のための方法と装置について述べる。以下の説明におい
て、本発明の好適な実施例を完全に理解してもらうため
に、ビット数、符号化器数、具体的な確率値、データ種
類等々、様々な具体例が示される。しかし、当業者に
は、そのような具体例によらずに本発明を実施し得るこ
とが理解されよう。また、本発明をいたづらに難解にし
ないため、周知の回路類は詳細には示されず、ブロック
図の形で示される。
【００１３】以下の詳細説明のかなりの部分が、コンピ
ュータメモリ内のデータビットに対する操作のアルゴリ
ズム及び記号表現によって与えられる。これらのアルゴ
リズム記述及び表現は、データ処理技術分野の当業者に
よって、その研究の内容を他の当業者に対し最も効率的
に伝えるために用いられる手段である。あるアルゴリズ
ムがあり、それが概して、希望する結果に至る自己矛盾
のないステップ系列だと考えられるとしよう。これらの
ステップは、物理量の物理的処理を必要とするものであ
る。必ずという訳ではないが、通常、これらの物理量は
記憶、転送、結合、比較、その他処理が可能な電気的ま
たは磁気的信号の形をとる。これらの信号をビット、
値、要素、シンボル、文字、用語、数字等で表わすの
が、主に慣用上の理由から、時に都合がよいことが分か
っている。
【００１４】しかしながら、これら用語や類似の用語は
全て、適切な物理量と関係付けられるべきであって、こ
れら物理量につけた便宜上のラベルに過ぎないというこ
とを心に留めるべきである。以下の説明から明らかなよ
うに、特に断わらない限り、”処理””演算””計
算””判定””表示”等々の用語を用いて論じること
は、コンピュータシステムのレジスタ及びメモリ内の物
理的（電子的）な量として表現されたデータを処理し
て、コンピュータシステムのメモリまたはレジスタ、同
様の情報記憶装置、情報伝送装置あるいは表示装置の内
部の同様に物理量として表現された他のデータへ変換す
る、コンピュータシステムあるいは同様の電子演算装置
の作用及びプロセスを指すものである。
【００１５】本発明はまた、本明細書に述べられた動作
を遂行する装置に関する。この装置は、必要な目的のた
めに専用に作られてもよいし、あるいは、汎用コンピュ
ータを内蔵プログラムにより選択的に駆動または再構成
したものでもよい。本明細書に提示されるアルゴリズム
及び表示は、本質的に、いかなる特定のコンピュータや
その他装置とも関係がない。様々な汎用マシンを本明細
書に教示したところに従ったプログラムと一緒に用いて
もよいし、あるいは、必要な方法のステップの実行のた
めにより特化した装置を作るほうが好都合であるかもし
れない。これら多様なマシンに要求される構造は以下の
説明より明らかになろう。さらに、本発明は、特定のプ
ログラミング言語と関連付けては説明されない。本明細
書において述べるように、本発明の教示するところを実
現するために、様々なプログラミング言語を用い得るこ
とが理解されるであろう。
【００１６】＜並列エントロピーコーディング＞本発明
は、並列エントロピーコーディングシステムを提供す
る。このシステムは、符号化装置と復号装置を含む。一
実施例では、符号化装置はリアルタイムでデータの符号
化を実行する。同様に、一実施例では、本発明の復号装
置はリアルタイムでデータの復号を実行する。このリア
ルタイム符号化装置とリアルタイム復号装置が一緒にな
って平衡（balanced）コーディング化システムを形作
る。
【００１７】本発明は、非損失性符号化データを並列に
復号するシステムを提供する。データは複数の復号資源
を用いて並列に復号される。複数の復号資源のそれぞれ
は、データストリームから復号すべきデータ（例えば符
号語）を割り当てられる。このデータストリームの割り
当てが復号資源が並行してデータを復号している間に素
早く行なわれ、データストリームは並列に復号される。
復号資源を効率的に利用できるようなデータの割り当て
を可能にするため、データストリームは順序付けされ
る。これはデータの並列化（parallelizing）と呼ばれ
る。このデータ順序付けにより、各復号資源はコンテキ
ストモデルからのフィードバックを待たずに、符号化デ
ータの任意のものまたは全部の復号が可能になる。
【００１８】図２は、従来技術の低速フィードバックル
ープを持たない本発明の復号システムを示す。入力バッ
ファ２０４は、符号化データ（すなわち符号語）と復号
器２０５からのフィードバック信号を受け取り、符号化
データを予め定められた順序で（例えばコンテキストビ
ン順に）本発明の復号器２０５へ供給し、復号器２０５
はその符号化データを復号する。復号器２０５は、複数
の復号器（２０５Ａ，２０５Ｂ，２０５Ｃ，．．．．）
を含んでいる。
【００１９】一実施例では、復号器２０５Ａ，２０５
Ｂ，２０５Ｃ，．．．はそれぞれ、１グループのコンテ
キストに対するデータを与えられる。復号器２０５内の
各復号器は、そのグループのコンテキスト中のすべての
コンテキストビンに対する符号化データを入力バッファ
２０４より与えられる。このデータを使って、各復号器
２０５Ａ，２０５Ｂ，２０５Ｃ，．．．は、そのグルー
プのコンテキストビンに対する復号データを生成する。
コンテキストモデルは、符号化データを特定のグループ
のコンテキストビンに関連付ける必要はない。
【００２０】復号器２０５により、復号データは復号デ
ータ記憶装置２０５（２０７Ａ，２０７Ｂ，２０７
Ｃ，．．．）へ送られる。なお、復号データ記憶装置２
０７は、符号化データでも未符号化データでもない、ラ
ンカウント（run count）のような中間データを格納す
るかもしれない。この場合、復号データ記憶装置２０７
は、コンパクトではあるがエントロピー符号化されてい
ない形でデータを格納する。
【００２１】独立に動作するコンテキストモデル２０６
は、復号データ記憶装置２０７へフィードバック信号を
送り、このフィードバック信号に応答して復号データ記
憶装置２０７（２０７Ａ，２０７Ｂ，２０７
Ｃ，．．．）から出される、以前に復号されたデータを
受け取るように接続されている。したがって、２つのフ
ィードバックループがある。１つは復号器２０５と入力
バッファ２０４の間にあるもので、もう１つはコンテキ
ストモデル２０６と復号データ記憶装置２０７の間にあ
るものである。大きなフィードバックループが除去され
たので、復号器２０５内の復号器（２０５Ａ，２０５
Ｂ，２０５Ｃ，．．．）は、関係する符号語を入力バッ
ファ２０４から受け取るとすぐに復号することができ
る。
【００２２】コンテキストモデルは、復号システムの記
憶部分を提供し、１つのデータセット（例えば画像）を
その記憶に基づいて様々なカテゴリー（例えばコンテキ
ストビン）に分ける。本発明においては、これらのコン
テキストビンは独立した順序データセット（ordered se
ts of data）とみなされる。一実施例では、コンテキス
トビンのグループ毎に独自の確率予測モデルを持ち、各
コンテキストビンは独自の状態（state）を持つ（確率
予測モデルは共用される）。したがって、コンテキスト
ビン毎に異なった確率予測モデル及び／またはビットス
トリームジェネレータを使ってもよい。
【００２３】このように、データは順序付けされ、すな
わちた並列化され、データストリームからのデータはそ
れぞれの復号器に割り当てられて復号される。
【００２４】＜旧来のエントロピーコーディングモデル
への並列化（parallelism）の付加＞データストリーム
を並列化（parallelize）するために、データはコンテ
キスト、確率、タイリング（tiling）、符号語シーケン
ス（符号語に基づいた）等のいずれに従って分割されて
もよい。符号化データストリームの再配列は、並列化手
法、すなわちデータまたは確率を並列化するために別の
場所で用いられる方法から独立している。コンテキスト
モデル（ＣＭ）により区分されたデータを与えられる、
本発明の符号化システムの並列符号化装置部分が図３に
示されている。
【００２５】図３において、コンテキスト依存（contex
t dependent）並列符号化装置部分はコンテキストモデ
ル（ＣＭ）２１４、確率予測モジュール（ＰＥＭ）２１
５〜２１７、ビットストリームジェネレータ（ＢＧ）２
１８〜２２０からなる。ＣＭ２１４は入力データを受け
取るように接続されている。ＣＭ２１４はＰＥＭ２１５
〜２１７にも接続されている。ＰＥＭ２１５〜２１７は
それぞれ、符号ストリーム１，２，３をそれぞれ出力す
るＢＧ２１８〜２２０にも接続されている。ＰＥＭとＢ
Ｇの各ペアは１つの符号化器を構成する。したがって、
ここに示されている並列符号化装置は３つの符号化器を
持っている。並列の符号化器が３個だけ示されている
が、任意数の符号化器を用いて構わない。
【００２６】ＣＭ２１４は、在来のＣＭと同じ方法でデ
ータストリームを様々なコンテキストに分け、複数のス
トリームを並列ハードウエア符号化資源へ送る。個々の
コンテキストまたはコンテキストグループは、別々の確
率予測モジュール（ＰＥＭ）２１５〜２１７及びビット
ジェネレータ（ＢＧ）２１８〜２２０に割り当てられ
る。
【００２７】図４は、本発明の復号システムの復号器部
分の一実施例のブロック図である。図４において、ＢＧ
２２１〜２２３、ＰＥＭ２２４〜２２６及びＣＭ２２７
を持つコンテキスト依存の並列復号装置が示されてい
る。符号ストリーム１〜３はＢＧ２２１〜２２３にそれ
ぞれ接続される。ＢＧ２２１〜２２３はそれぞれＰＥＭ
２２３〜２２６にも接続されている。ＰＥＭ２２４〜２
２６はそれぞれ、復元した入力データを出力するＣＭ２
２７に接続されている。入力は、符号ストリーム１〜３
として示されているいくつかの符号ストリームから到来
する。それぞれのＰＥＭとＢＧのペアに１つの符号スト
リームが割り当てられる。ＢＧ２２１〜２２３はそれぞ
れ、バイナリデシジョンが優勢状態であるか否かを表わ
す１ビットを返し、ＰＥＭ２２４〜２２６はそのビット
を復号ビット（例えばバイナリデシジョン）を返すため
に用いる。ＰＥＭ２２４〜２２６はそれぞれＢＧ２２１
〜２２３の１つと関係付けられ、その入力符号データか
らデータストリームを生成するためにどの符号を用いる
べきか指示する。ＣＭ２２７は、ビットストリームジェ
ネレータから出力される復号ビットを適当な順序で選択
してオリジナルデータを再生することにより、復号デー
タストリームを生成する。このように、ＣＭ２２７は適
当なＰＥＭとＢＧから伸長データビットを得るが、実際
には、そのデータをオリジナルの順序に並べ替える。な
お、このデザインのための制御は、データストリームと
逆の向きに流れる。ＢＧとＰＥＭはデータをＣＭ２２７
がそれを必要とする前に復号し、ＣＭ２２７より１ビッ
ト以上先行し続ける。あるいは、ＣＭ２２７は、１つの
ＢＧ及びＰＥＭに１ビットを要求し（受け取らない
が）、次に、その初めに要求したビットを利用する前に
別のＢＧ及びＰＥＭに１ビット以上を要求する。
【００２８】図４に示した構成は、ＰＥＭとＢＧを密に
結合するよう設計されている。ＩＢＭ社のＱ−コーダ
は、ＰＥＭとＢＧを密結合したコーダの好例である。Ｐ
ＥＭとＢＧの間のローカルなフィードバックループは、
システム性能を根本的に制限するものではない。
【００２９】別の設計では、ＰＥＭがデータを区分して
並列の複数のＢＧユニットへ送るかもしれない。そうす
れば、ＣＭとＰＥＭは１個だけになになろう、そしてＢ
Ｇは並列接続される。適応的ハフマンコーディング及び
有限状態マシンコーディングを、このようにして利用し
てもよい。
【００３０】データを区分して並列のＢＧへ送るＰＥＭ
を用いた同様の復号システムが図５に示されている。こ
の場合、確率クラスは並列に処理され、各ビットストリ
ームジェネレータは１つの特定の確率クラスを割り当て
られ、その結果の情報を受け取る。図５において、符号
化データストリーム１〜３は複数のビットストリームジ
ェネレータ（ＢＧ２３２，ＢＧ２３３，ＢＧ２３
４，．．．）の１つに接続され、これらビットストリー
ムジェネレータはそれらを受け取るように接続されてい
る。各ビットストリームジェネレータはＰＥＭ２３５に
接続されている。ＰＥＭ２３５はＣＭ２３６にも接続さ
れている。このような構成において、各ビットストリー
ムジェネレータは符号化データを復号し、復号の結果は
ＰＥＭ２３５によって（ＣＭ２３６によるのではない）
選択される。各ビットストリームジェネレータは１つの
確率クラスに関連した情報源からの符号化データを受け
取る（すなわち、符号化データはどのコンテキストビン
からも来る）。ＰＥＭ２３５は確率クラスによってビッ
トストリームジェネレータを選択する。この確率クラス
は、ＣＭ２３６によってＰＥＭ２３５に与えられたコン
テキストビンにより指示される。このようにして、確率
クラスを並列処理することにより復号データが生成され
る。
【００３１】本発明の並列復号システムは多くの実施形
態がある。一実施例では、複数のコンテキストビンに対
応した符号化ストリームを、各種コーダの要求により順
序付けられた１本のストリームにインターリーブするこ
とができる。本発明の一実施例では、符号化データが１
本のストリームとして復号器へ送られるとしても各コー
ダにコンスタントにデータが供給されるように、符号化
データは順序付けられる。なお、本発明は、画像データ
を初めとするあらゆる種類のデータに有効である。
【００３２】集積回路により安価に複製可能な小型簡易
な符号化器を使用し、符化データを並列に高速復号する
ことができる。一実施例では、符号化器はフィールドプ
ログラマブルゲートアレイ（ＦＰＧＡ）チップや標準セ
ル特定用途向け集積回路（ＡＳＣＩＣ）チップを用いて
ハードウエアで実現される。並列化手法と単純なビット
ストリームジェネレータを組合せることにより、圧縮効
率を従来の復号システムと同等以上にしつつ、従来の復
号器を超えるスピードで符号化データの復号を行なうこ
とが可能になる。
【００３３】＜複数データストリームのチャネル順序付
け＞システムの性能に影響する、様々な設計上の問題点
及び課題がある。そのいくつかについて以下に述べる。
しかし、図３，図４（及び図５）に示した実施例は複数
の符号ストリームを用いる。この実施例に適合する並列
チャネルのシステムが考えられる。すなわち複数の電話
回線、ディスクドライブの複数のヘッド等々である。あ
る種の用途の場合、１チャネルだけが利用可能または好
都合である。実際、複数チャネルが要求されると、各符
号ストリームがバースト的であるために帯域幅の利用率
が悪いかもしれない。
【００３４】一実施例では、符号ストリームは連結され
て連続的に復号器へ送られる。プレフィスヘッダ（pref
ace header）は各ストリームの開始ビット位置を指すポ
インタを含んでいる。図６は、このようなデータの構成
の一実施例を示している。図６において、３つのポイン
タ３０１〜３０３は、連結された符号ストリーム１，
２，３の開始位置をそれぞれ指示する。完全な圧縮デー
タファイルが復号器のためのバッファに得られる。符号
語は、必要とされる時に、適切なポインタを経由して適
切な位置より取り出される。そして、そのポインタは当
該符号ストリームの次の符号語を指すように更新され
る。
【００３５】なお、この方法は、復号器において、ま
た、実際的には符号化器においても、１つの符号化フレ
ーム全体を記憶しておく必要がある。リアルタイムシス
テムまたはバースト性の小さい（less bursty）データ
フローが必要とされるときには、符号化器及び復号器の
両方において２つのフレームバッファがバンキング（ba
nking）のために使われるかもしれない。
【００３６】＜データ順序と符号語順序＞復号器は、あ
る一意に決まる順序で符号語を復号することに注目され
たい。並列符号化の場合、符号ストリームに対する要求
の順序は一意に定まる。よって、符号化器において並列
符号ストリームの符号語を正しい順序でインターリーブ
することができるならば、単一の符号ストリームで間に
合うことになる。符号語はジャスト・イン・タイム（ju
st-in-time）ベースで同じ順序で復号器へ渡される。符
号化器では、復号器のモデルが符号語の順序を決定して
符号語を単一のストリームにパック（pack）する。この
モデルは実際の復号器のこともある。
【００３７】データが可変長である場合、並列復号要素
へのデータの分配に関し１つの問題が生じる。可変長符
号語のストリームのアンパック（unpacking）のために
は、ビットシフタを使って符号語を整列しなければなら
ない。ビットシフタは、ハードウエアで実現した時に、
しばしば高価かつ／または低速である。ビットシフタの
制御は個々の符号語のサイズに依存する。この制御のフ
ィードバックループは可変長シフト操作の高速実行の妨
げになる。複数の復号器に単一のストリームを供給する
ことの効果は、そのストリームのアンパック処理が複数
の復号器に追従するには速度が不十分な単一のビットシ
フタで実行される場合には、発揮させることができな
い。
【００３８】本発明において提案される解決法は、符号
化データを並列の復号器へ分配する問題と、復号のため
の可変長符号語の整列とを切り離す。それぞれ独立した
符号ストリーム中の符号語は、インターリーブド（inte
rleaved）語と呼ぶところの固定長語へパックされる。
チャネルの復号器端で、固定配線の高速データラインと
単純な制御回路によって、これらインターリーブド語を
並列の復号器ユニットへ分配することができる。
【００３９】インターリーブド語の長さを符号語の最大
長より長くするのが、最低でも１符号語を完成するに足
るビットが各インターリーブド語に含まれるので都合が
よい。１つのインターリーブド語は符号語と符号語の一
部を含む。図７は、一例としての１組の並列符号ストリ
ームのインターリーブ操作を示す。
【００４０】これらの語は復号器側の要求に従ってイン
ターリーブされる。個々の独立した復号器は１つのイン
ターリーブド語の全体を受け取る。ビットシフト動作が
各復号器で局所的に行なわれることにより、システムの
並列性を維持する。なお、図７において、各インターリ
ーブド語中の最初の符号語は、符号ストリームの組の中
の残っている符号語の中の最低番号の符号語である。例
えば、最初のインターリーブド語は符号ストリーム１か
ら生じ、最低番号の符号語（すなわち＃１）から始ま
る。その後に、符号ストリーム２の最初のインターリー
ブド語が続き、次に符号ストリーム３の最初のインター
リーブド語が続く。しかし、次の最低番号の符号語は、
既に順序付けされたインターリーブド語中に入り切らな
かった＃７である。したがって、ストリームの次の語
は、符号ストリーム２の２番目のインターリーブド語で
ある。
【００４１】別の実施例においては、次のインターリー
ブド語の組（例えば、ストリーム１の符号語＃８から始
まる符号語、ストリーム２の＃７から始まる符号語、ス
トリーム３の＃１１から始まる符号語）がインターリー
ブド符号ストリームに挿入される順序は、その前のイン
ターリーブド語の組（例えばストリーム１の符号語＃１
から始まる符号語、ストリーム２の符号語＃２から始ま
る符号語、ストリーム３の符号語＃４から始まる符号
語）の最初の符号語に基づき、先頭符号語が最低の番号
を持つインターリーブド語より先頭符号語が最高の番号
を持つインターリーブド語へと向かう順とされる。した
がって、この場合、符号語＃１から始まるインターリー
ブド語が最初であったから、ストリーム１の次のインタ
ーリーブド語が次にインターリーブドストリームに挿入
される２番目のインターリーブド語のグループの最初の
インターリーブド語であり、その後にストリーム２の次
のインターリーブド語が続き、さらにストリーム３の次
のインターリーブド語が続く。なお、２番目のインター
リーブド語のグループがインターリーブドストリームに
挿入された後、ストリーム２の次のインターリーブド語
が次にストリームに挿入されるインターリーブド語であ
ろう。というのは、符号語＃７は、２番目のインターリ
ーブド語の組の中で最低番号の符号語であるからである
（その後にストリーム１の符号語＃８が続き、そしてス
トリーム３の符号語＃１１が続く）。
【００４２】実際の復号器をデータストリーム用のモデ
ルとして使用すれば、インターリーブドストリームを生
成するためのあらゆる設計上の選択と遅れの大半は無用
になる。実際の復号器を使用しても、符号化器と復号器
の両方を持つデュプレックスシステムの場合には、たい
したコストではない。なお、このことは、一意的な順序
で使われる可変長の（または様々なサイズの）データ語
の並列の組すべてについて一般的に言えることである。
【００４３】＜並列復号のための符号とビットストリー
ムジェネレータの種類＞本発明は、Ｑ−コーダやＢ−コ
ーダ等の既存のコーダを、並列に接続されるビットスト
リームジェネレーション要素として利用することができ
る。しかしながら、その他の符号及び符号化器を使用し
てもよい。本発明に用いられるコーダとそれに関連した
符号は単純なものである。
【００４４】本発明においては、Ｑ−コーダに使われる
算術符号やＢ−コーダに使われるマルチステート（mult
i-state）符号等の複雑な符号でなく、単純な符号を使
うことにより、いくつかの利点を得られる。単純な符号
は、複雑な符号に比べ、ハードウエア構成が非常に高
速、単純であり、かつ必要なシリコンが少ないという利
点がある。
【００４５】本発明のもう一つの利点は符号化効率を改
善できることである。有限量の状態情報を使う符号は、
シャノンのエントロピー限界を全ての確率について満足
することはできない。従来から知られているハードウエ
アで実現されたコーダで、単一のビットストリームジェ
ネレータで多数の確率またはコンテキストを処理できる
ものには、符号化効率を低下させるいくつかの制約があ
る。多数のコンテキストまたは確率クラスのために必要
なそれら制約を取り除けば、シャノンのエントロピー限
界の満足にさらに接近する符号の使用が可能になる。
【００４６】＜Ｒ−符号＞本発明の一実施例に使用され
る符号（及びコーダ）は、Ｒ−符号と呼ばれる。Ｒ−符
号は、可変数の同一の入力シンボルを１つの符号語に変
換する適応的符号である。一実施例では、多くの異なっ
た確率を単一の復号器の設計で処理できるようにＲ−符
号はパラメタライズ（parameterize）される。さらに、
本発明のＲ−符号は、単純も高速なハードウエアで復号
できる。
【００４７】本発明において、Ｒ−符号はＲ−コーダに
より符号化または復号を行なうために用いられる。一実
施例では、Ｒ−コーダはビットストリームジェネレータ
と確率予測モジュールを組み合わせたものである。例え
ば、図１において、１つのＲ−コーダは、確率予測モジ
ュール１０２とビットストリームジェネレータ１０３の
組合せと、確率予測モジュール１０５とビットストリー
ムジェネレータ１０６の組合せとを含むかもしれない。
【００４８】符号語は最高確率（最尤）シンボル（ＭＰ
Ｓ）のラン（run）を表わす。ＭＰＳは確率が５０％を
超えるバイナリデシジョンの結果を表わす。他方、最低
確率シンボル（ＬＰＳ）は確率が５０％未満のバイナリ
デシジョンの結果を表わす。なお、２つの結果が等確率
の時に、そのどちらをＭＰＳまたはＬＰＳと呼ぶかは、
符号化器と復号器の両方が同じ呼び方をする限り、重要
なことではない。圧縮ファイルに結果として得られるビ
ット系列を、あるＭＡＸＲＵＮと呼ばれるパラメータに
関連して図４９に示す。
【００４９】図４９に示したテーブル１の内容に関連し
て説明する。符号化するには、ラン中のＭＰＳの個数が
簡単なカウンタによってカウントされる。そのカウント
がＭＡＸＲＵＮカウント値と等しいときに、０符号語が
符号ストリームに送出され、そしてカウンタはリセット
される。ＬＰＳが見つかったときには、１つの１に続け
て、そのＬＰＳの前のＭＰＳシンボル数の固有の記述で
あるビット群Ｎが符号ストリームへ送出される（なお、
ランレングスを記述するビット群Ｎの割り当て方は色々
ある）。再び、カウンタはリセットされる。なお、Ｎの
ために必要なビット数はＭＡＸＲＵＮの値に依存する。
また、符号語の１の補数が使用されてもよい。
【００５０】復号するには、符号ストリームの最初のビ
ットが０のときには、ＭＵＸＲＵＮの値がＭＰＳカウン
タにセットされ、ＬＰＳ表示がクリアされる。そして、
その０のビットは捨てられる。最初のビットが１のとき
には、それに続くビットを調べてビット群Ｎを抽出し、
適切なカウント（Ｎ）がＭＰＳカウンタにセットされ、
ＬＰＳ表示がセットされる。そして、１Ｎ符号語を含む
符号ストリームビット群は捨てられる。
【００５１】Ｒ−符号は図４９のテーブル１に示した規
則によりつくられる。なお、あるＲ−符号Ｒx(k)の定義
はＭＡＸＲＵＮによって定められる。例えば Ｒx(k)のＭＡＸＲＵＮ＝Ｘ・２k-1 である。よって、 Ｒ2(k)のＭＡＸＲＵＮ＝２・２k-1 Ｒ3(k)のＭＡＸＲＵＮ＝２・２k-1 等々である。
【００５２】なお、Ｒ−符号はＧｏｌｏｍｂ符号のサブ
セットである。また、Ｒｉｃｅ符号はＲ2(*)符号しか用
いない。本発明のＲ−符号はＲ2(k)とＲ3(k)を両方用い
ることができ、また、望むならば他のＲn(k)符号も用い
ることができる。一実施例では、Ｒ2(k)符号とＲ3(k)符
号が用いられる。なお、ｎ＝２または任意の奇数のｎに
対するＲn（すなわちＲ2，Ｒ3，Ｒ5，Ｒ7，Ｒ9，Ｒ11，
Ｒ13，Ｒ15）が存在する。一実施例では、Ｒ2(K)符号に
ついてランカウント（run count）ｒがＮで符号化され
る。すなわち、ランカウントｒはｋビットで記述され、
したがって１Ｎはｋ＋１ビットで表現される。また、一
実施例では、Ｒ3(k)符号について、ビット群Ｎはｎ＜２
(k-1)であるかｎ≧２(k-1)であるかを示す１ビットと、
ランカウントｒを示すｋ−１ビットまたはｋビットを含
むことができ、したがって、変数Ｎは合計ｋビットまた
はｋ＋１ビットで表現される。他の実施例では、Ｎの１
の補数が符号語に使われるかもしれない。この場合、Ｍ
ＰＳは０の多い符号ストリームを発生する傾向があり、
ＬＰＳは１の多い符号ストリームを発生しがちである。
【００５３】図５０のテーブル２、図５１のテーブル
３、図５２のテーブル４及び図５３のテーブル５は、本
発明の一実施例に使用される一部の効率的なＲ−符号を
示している。なお、本発明において他のランレングス符
号も使用してよい。Ｒ2(2)符号の代替ランレングス符号
の例が図５４のテーブル６に示されている。図５５のテ
ーブル７と図５６のテーブル８は一実施例で用いられる
符号の例を示す。
【００５４】＜Ｒ−符号用確率予測モデル＞一実施例で
は、Ｒ2(0)符号は、何も符号化しない。すなわち、０の
入力は０に符号化され、１の入力は１に符号化され（ま
たは、その逆に符号化され）、したがって、Ｒ2(0)符号
は５０％に等しい確率に対して最適である。現時点での
好適な実施例であるＲ2(1)符号は０．７０７（７０．７
％）に近い確率に対して最適であり、Ｒ3(1)符号は０．
７９４（７９．４％）の確率に対して最適である。Ｒ2
(2)符号は０．８４１（８４．１％）の確率に対して最
適である。図５７のテーブル９はほぼ最適なランレング
ス符号を示す。ここで、確率スキューは 確率スキュー＝−ｌｏｇ2（ＬＳＰ） で定義される。
【００５５】なお、テーブル９に示す符号は、確率スキ
ューで表わされる確率区間が、最適確率が高いｋ値では
低いｋ値におけるほどは細分化しないとしても、確率空
間をほぼ均等に変換する点でほぼ最適である。
【００５６】あるＲ−符号が最適である確率について述
べる。実際には、エントロピー曲線に合致するのはＲ2
(2)符号だけである。実際に検討することは、ある一定
のクラスの中で、ある特定のＲ−符号が他の全てのＲ−
符号に比べて優れているのはどの確率区間であるか、で
ある。図５８のテーブル１０はＲ2符号の確率区間を、
図５９のテーブル１１はＲ2符号及びＲ3の確率区間を示
す。
【００５７】０から１２までのＲ2符号のクラスに関
し、確率区間が図５８のテーブル１０に示されている。
例えば、Ｒ2符号だけが用いられる時には、Ｒ2(0)は
０．５０≦確率≦０．６１８０の時に最適である。同様
に、Ｒ2(1)は０．６１８０≦確率≦０．７８６２の時に
最適である。
【００５８】Ｒ2符号とＲ3符号のクラスに対する解答
は、図５９のテーブル１１にある。例えば、Ｒ2符号と
Ｒ3符号が用いられている時に、Ｒ2(1)は０．６１８０
≦確率≦０．７５４９の時に最適である。
【００５９】ある一定のｋに対するＲ2(k)はランレング
ス符号と呼ばれる。しかし、ある一定のｋが最適である
のは、１つの確率区間についてのみである。最適確率近
傍での符号化時に、本発明のＲ−符号は０符号語と１Ｎ
符号語をほぼ等頻度で用いることが分かる。言い換えれ
ば、本発明のＲ−コーダは、一方の符号と他方の符号を
半々の時間割合で出力する。０符号語と１Ｎ符号語の数
を調べることにより、最適な符号が用いられているかを
判断できる。すなわち、１Ｎ符号語の出力が多すぎると
きはランレングスが長すぎ、他方、０符号語の出力が多
すぎるときにはランレングスが短かすぎる。
【００６０】Langdonにより用いられた確率予測モデル
は、各符号語の最初のビットを調べて情報源確率が現在
の予測値より上であるか下であるか判定する。G.G.Lang
don,”An Adaptive Run-Length Coding Algorithm”, I
BM Technical DisclosureBulletin, Vol.26,No.7B,Dec.
1983 を参照されたい。この判定に基づき、ｋが増やさ
れまたは減らされる。例えば、ＭＰＳを示す符号語が見
つかれば、確率予測値は低すぎる。したがって、Langdo
n によれば、ｋは各０符号語毎に１ずつ増やされる。Ｌ
ＰＳの前のＭＡＸＲＵＮ個未満のＭＰＳを示す符号語
（すなわち１Ｎ符号語）が見つかるときは、確率予測値
は高すぎる。したがって、Langdon によれば、ｋは各１
Ｎ符号語毎に１ずつ減らされる。
【００６１】本発明は、単純に１符号語毎にｋを１ずつ
増加または減少させる方法よりも複雑な確率予測が可能
である。本発明は、使用する符号を決定する、１つの確
率予測モジュール状態を含む。多くの状態が同じ符号を
使用するかもしれない。状態テーブルまたは状態マシン
を用いて、符号が状態に割り当てられる。
【００６２】本発明の一実施例では、確率予測値は符号
語の出力のたびに状態を変える。そうして、確率予測モ
ジュールは、符号語が０で始まるか１で始まるかに応じ
て確率予測値を増加または減少させる。例えば、”０”
符号語が出力されると、ＭＰＳ確率の予測値が増加す
る。他方、”１”符号語が出力されると、ＭＰＳ確率の
予測値が減らされる。
【００６３】従来技術のLangdonコーダは、Ｒ2(k)符号
だけを使用し、符号語毎にｋを増減させた。これに対し
て、本発明は、適応速度（adaptation rate）を用途に
合わせるため、状態テーブルまたは状態マシンと連係し
てＲ2(k)符号及びＲ3(k)符号を用いる。すなわち、少量
の固定データがあるときには、より最適な符号化を得る
ために適応はより迅速になされなければならないが、大
量の固定データがあるときには、残りのデータについて
より良好な圧縮を達成する符号化を選べるように、適応
時間を長くしてよい。なお、可変数の状態変化が起きる
場合、用途に固有の特性によっても適応速度が影響され
るかもしれない。Ｒ−符号の性質から、Ｒ−コーダのた
めの確率予測は、簡単でありハードウエアを殆ど必要と
しないが、非常に強力である。図４０は、符号化効率
（エントロピーに対し正規化された符号長）対ＭＰＳ確
率のグラフを示す。図４０は、いくつかの本発明のＲ−
コーダが確率空間をどのようにカバーするかを示してい
る。一例を挙げれば、図４０は、０．５５のＭＰＳ確率
では、Ｒ2(0)符号の効率はエントロピー限界の１．０１
倍である（すなわち、エントロピー限界より１％だけ悪
い）ことを示している。これに比べ、Ｒ2(1)符号の効率
はエントロピー限界の１．０９倍（９％悪い）である。
この例は、この特定の低確率のケースに不適切な符号を
使用することで符号化効率の８％の損失を生じることを
示している。
【００６４】Ｒ3(k)符号を導入することにより、より広
い確率空間をより高い効率でカバーすることができる。
本発明による確率予測状態テーブルの一例が図８に示さ
れている。図８に示された確率予測状態テーブルは、状
態カウンタと、個々の状態に関係付けられた符号の両方
を示している。このテーブルが正と負の状態を含んでい
ることに注目されたい。このテーブルは、０状態を含め
て３７の正状態と、０状態を含めて３７の負状態を持つ
よう表わされている。負の状態は、正の状態とはＭＰＳ
が異なることを意味している。一実施例では、負の状態
はＭＰＳが１の時に用いることができ、また正の状態は
ＭＰＳが０の時に用いることができ、あるいはその逆で
ある。なお、図８に示したテーブルは一例に過ぎないも
のであり、テーブルの状態数がそれより多くても少なく
ても、また、状態割り当てが異なってもよい。
【００６５】最初、コーダは状態０であり、これは０．
５０の確率予測値に対するＲ2(0)符号である。各符号語
が処理された後に、その符号語の最初のビットに応じて
状態カウンタはインクリメントまたはデクリメントされ
る。一実施例では、符号語０は状態カウンタの値を増加
させ、１で始まる符号語は状態カウンタの値を減少させ
る。したがって、すべての符号語が状態カウンタによる
状態の変化を生じさせる。言い換えれば、確率予測モジ
ュールは状態を変化させる。しかし、連続した複数の状
態が同一の符号と関係付けられることがある。この場
合、符号語毎に符号を変えることなく確率予測が行なわ
れる。別の言い方をするならば、状態は符号語毎に変更
されるけれども、ある一定の場合に状態は同一の確率へ
写像される。例えば、状態５から状態−５は全てＲ2(0)
符号を用い、また、状態６から状態１１及び状態−６か
ら状態−１１はＲ2(1)符号を用いる。本発明のこの状態
テーブルを利用することにより、確率予測モジュールは
同じコーダをノンリニアに動かすことができる。
【００６６】低い確率ほど同じＲ−符号を持つ状態が多
いことに気付かれたい。このようにしたのは、低確率に
おいて誤った符号を用いた時の効率低下が大きいからで
ある。ランレングス符号の状態テーブルの特質は、符号
語毎に状態が遷移することである。状態が変化するたび
に符号を変えるように状態テーブルを設計した場合、低
い確率における状態切り替わり時に、エントロピー効率
限界に非常に近い符号と、エントロピー効率限界から非
常に遠い符号との間で符号が切り替わる。このように、
状態間遷移で不利益（符号化データビット数の観点で）
が生ずる可能性がある。Langdonの確率予測モジュール
のような従来の確率予測モジュールは、このような不利
益のために性能を損なっている。
【００６７】高い確率のランレングス符号においては、
符号を誤ることによる不利益はそれほど大きくない。し
たがって、本発明では、低い確率に余分に状態が追加さ
れることにより、２つの正しい符号間で切り替わる変化
が増加し、それにより符号化の非効率性を減らす。
【００６８】なお、ある実施例では、コーダは初期確率
予測状態を持つ。換言すれば、コーダは、予め決められ
１つの状態、例えば状態１８でスタートする。一実施例
では、初めのいくつかのシンボルに対して、いくつかの
状態を用いて素早い適応を可能にするために別の状態テ
ーブルが使用され、そして、残りのシンボルに対して
は、確率予測値の微調整が可能な低速適応のために、も
う一つの状態テーブルが使用されるかもしれない。この
ようにすれば、コーダは、符号化プロセスにおいて、よ
り効率的な符号をより迅速に用いることができるであろ
う。別の実施例では、符号ストリームが各コンテキスト
毎に初期確率予測値を指定するかもしれない。一実施例
では、インクリメント及びデクリメントが固定した数
（例えば１）に従っては行なわれない。そうではなく
て、それまでに出会ったデータの量またはデータの変化
量（安定性）に応じた可変数だけ確率予測状態がインク
リメントされる。そのようなテーブルの例が、後述の図
６９乃至図７３のテーブル２１〜２５である。
【００６９】状態テーブルが対称ならば、図８に例示し
たテーブルから分かるように、テーブルの半分（０状態
を含む）だけ、記憶するか、ハードウエア化すればよ
い。一実施例では、この対称性を利用するため、状態番
号は符号（sign）・大きさの（１の）補数の形式で記憶
される。しかして、１の補数の絶対値をとって状態を確
認し、符号（sign）を調べてＭＰＳが１か０かを判断す
ることにより、このテーブルを利用できる。こうするこ
とにより状態のインクリメント及びデクリメントのため
に必要なハードウエアを減らすことができる。というの
は、状態の絶対値がテーブルの索引に利用され、かつ、
１の補数の絶対値の計算はとるに足らないからである。
もう一つの実施例では、ハードウエア効率を増加させる
ため、状態テーブルは固定配線の状態マシンまたはプロ
グラマブル状態マシンに置き換えられる。固定配線の状
態−符号コンバータは、状態テーブルの１つの具体化形
態である。
【００７０】＜平衡並列エントロピーコーディングシス
テムの概要＞本発明は、平衡（balanced）並列エントロ
ピーコーディングシステムを提供する。この並列エント
ロピーコーディングシステムは、リアルタイム符号化と
リアルタイム復号の両方を高速／低コストのハードウエ
アで実行する。本発明は、書き換え可能な光ディスクま
たは磁気ディスクのデータのリアルタイム圧縮／伸長、
コンピュータネットワークデータのリアルタイム圧縮／
伸長、多機能（例えばコピア、ファクシミリ、スキャ
ナ、プリンタ等々）マシンの圧縮フレーム記憶内の画像
データのリアルタイム圧縮／伸長、音声データのリアル
タイム圧縮／伸長のような（これに限定されないが）、
様々な非損失性コーディングの用途に利用し得る。
【００７１】符号化装置の性能を規定する際に多少の注
意を要する。符号化データチャネルが十分高速であると
仮定するならば、オリジナルデータに対しある速度を達
成する符号化装置を設計することは簡単である。しかし
ながら、多くの用途において目標とするところは、符号
化装置が符号化データチャネルを効率的に利用すること
である。符号化データチャネルの利用率は、オリジナル
データ・インターフェースの最高バースト速度、符号化
装置の速度、及びデータの圧縮率によって大きく左右さ
れる。これらの影響は、符号化装置におけるバッファリ
ング量に依存する、やや限定された量のデータについて
検討されなければならない。符号化データチャネルを効
率的に利用し、そのうえ符号化速度と高圧縮率を維持
し、さらには最高バースト速度を受容する符号化装置を
得ることが望ましい。
【００７２】以下、本発明の符号化装置を説明する。こ
の符号化装置と一緒に使用されるであろう復号装置につ
いても説明する。
【００７３】＜本発明のリアルタイム符号化＞図９は本
発明の符号化システムのブロック図である。一実施例で
は、この本発明の符号化装置はリアルタイムの符号化を
行なう。図９において、符号化システム６００は、コン
テキストモデル（ＣＭ）・状態メモリ６０３と接続さ
れ、オリジナルデータ６０１に応じて符号化データを符
号語情報６０４として発生する符号化器６０２を含んで
いる。符号語情報６０４は再配列ユニット６０６に受け
取られ、この再配列ユニット６０６は再配列メモリ６０
７と接続される。再配列ユニット６０６は再配列メモリ
６０７と協動し、符号語情報６０４に応じて符号化デー
タストリーム６０８を発生する。注意すべくは、この符
号化システムは符号語の処理に限定されるものでなく、
他の実施例では、本発明の教えるところを利用し、離散
的なアナログ波形、可変長ビットパターン、チャネルシ
ンボル、アルファベット、イベント等々を処理するかも
しれない。
【００７４】符号化器６０２は、コンテキストモデル
（ＣＭ）、確率予測マシン（ＰＥＭ）及びビットストリ
ームジェネレータ（ＢＭ）を含んでいる。符号化器６０
２内のコンテキストモデルとＰＥＭ（確率予測マシン）
は、復号器内のそれらと本質的に同じものである（デー
タフローの向きは別であるが）。符号化器６０２のビッ
トストリームジェネレータは、復号器のビットストリー
ムジェネレータと同様であり、後述する。符号化器６０
２による符号化の結果は、オリジナルデータを表わす０
個以上のビットである。一実施例では、ビットストリー
ムジェネレータの出力も１つ以上の制御信号を含む。こ
れらの制御信号は、ビットストリーム中のデータに対し
制御パスを提供する。一実施例では、符号語情報はラン
開始表示、ラン終了表示、符号語、この符号語のランカ
ウント（run count）（それがコンテキストによろうと
確率クラスによろうと）を特定するインデックスからな
る。本発明のビットストリームジェネレータの一実施例
は後述する。
【００７５】再配列ユニット６０６は、符号化器６０２
のビットストリームジェネレータにより生成されたビッ
トと制御信号（それがあれば）を受け取って、符号化デ
ータを発生する。一実施例では、再配列ユニット６０６
より出力される符号化データは、インターリーブド語の
ストリームからなる。
【００７６】一実施例では、再配列ユニット６０６は２
つの機能を遂行する。再配列ユニット６０６は、符号語
群を、符号化器６０２により生成されたランの末尾か
ら、復号器に必要とされるランの先頭へ移し、可変長の
符号語を組合せて固定長のインターリーブド語とし、そ
れらを復号器に要求される適切な順序で出力する。
【００７７】再配列ユニット６０６はテンポラリー再配
列メモリ６０７を利用する。一実施例では、ワークステ
ーション上で符号化が実行される場合、テンポラリー再
配列メモリ６０７はサイズが１００Ｍバイトを超えるこ
ともある。本発明の平衡システムでは、テンポラリー再
配列メモリ６０７は非常に小さく（例えば約１ｋバイ
ト）、かつ固定サイズである。このように、一実施例で
は、たとえ復号器に必要とされるメモリまたはビットレ
ートを増加させるとしても（１つのランの完了前に出力
が行なわれる時など）、リアルタイム符号化が一定量の
メモリを使用して遂行される。本発明の復号器は、例え
ば暗黙合図法、明示合図法、またはストリーム内合図法
（後述）によって、再配列ユニットが限定されたメモリ
を利用する影響を確認することができる。再配列ユニッ
ト６０６は再配列のために利用可能な有限のメモリを持
つが、”必要とされる”メモリは制限がない。ランの最
後から先頭までのキュー用とインターリーブド語再配列
用のメモリが限定される影響を両方考慮しなければなら
ない。
【００７８】一実施例では、本発明の符号化システム
（及び対応する復号システム）は、１つの集積回路チッ
プを用いて符号化（または復号）を遂行する。別の実施
例では、１つの集積回路に、本発明の符号化装置（符号
化器、復号器、メモリ）が収容される。独立したメモリ
が、符号化を支援するために付加されてもよい。１つの
マルチチップのモジュールもしくは集積回路に、符号化
／復号のためのハードウエアとメモリを収容してもよ
い。
【００７９】本発明の符号化システムは、実効帯域幅を
最高ファクターＮだけ増加させようとするかもしれな
い。達成される圧縮率がＮ：１未満のときには、符号化
データチャネルは完全に利用されるが、圧縮率に等しい
実効帯域幅の増加が得られるにすぎない。達成される圧
縮率がＮ：１を超えるときには、実効帯域幅の増加が達
成され割増帯域幅は書き込み可能である。いずれの場合
も、達成される圧縮率とは、当然、符号化システム内に
存在するバッファ量により決まるデータの局部領域に対
するものである。
【００８０】＜本発明の符号化器用ビットジェネレータ
＞図１０は本発明の符号化器のビットストリームジェネ
レータ（簡略のため、ビットジェネレータとも呼ぶ）の
一実施例を示す。ビットジェネレータ７０１は、入力と
して、１つの確率クラスと１つの符号化前ビット（例え
ばＭＰＳまたはＬＰＳ表示）を受け取るように接続され
る。この入力に応答して、ビットジェネレータ７０１は
複数の信号を出力する。この出力中の２つは、ランの開
始とランの終了を示す制御信号（各符号語は１つのラン
を表わす）、すなわち開始信号７１１と終了信号７１２
である。ランが同時に開始及び終了することもあり得
る。ランが開始または終了する時に、”インデックス”
出力７１３は符号化前ビットの確率クラス（またはコン
テキスト）を指示する。一実施例では、インデックス出
力７１３はビットの確率クラスと、各確率クラスがいく
つかのメモリバンクに再現されるシステムのためのバン
ク識別との組合せからなる。符号語出力７１４はランが
終わった時にビットジェネレータ７０１より符号語を出
力するために用いられる。
【００８１】メモリ７０２は、ビットジェネレータ７０
１と接続され、ある特定の確率クラスに関するランカウ
ントを記憶する。ビットジェネレータ７０１は、ビット
ストリーム生成期間に、インデックス（例えば確率クラ
ス）を利用してメモリ７０２を読み出す。メモリ７０２
の読み出し後、ビットジェネレータ７０１は次のように
ビット生成を行なう。まず、ランカウントが０であるな
らば、開始信号７１１がアサートされ、ランの開始を表
示する。そして、符号化前ビットがＬＰＳであるなら
ば、終了信号７１２がアサートされランの終了を表示す
る。また、符号化前ビットがＬＰＳならば、符号語出力
７１４は符号語が１Ｎ符号語であることを指示するよう
設定され、かつランカウントはクリアされる、例えば０
に設定される（それがランの終わりであるので）。符号
化前ビットがＬＰＳでなければ、ランカウントがインク
リメントされ、そして、テストをしてランカウントが符
号の最大ランカウントと等しいか判定する。最大ランカ
ウントと等しいときには、終了信号７１２がアサートさ
れ、符号語出力７１４が０に設定され、ランカウントが
クリアされる（例えばランカウントは０に設定され
る）。テストでランカウントが符号の最大ランカウント
と等しくないと判定したときには、ランカウントがイン
クリメントされる。インデックス信号７１２は入力とし
て受け取った確率クラスを表わすことに注意されたい。
【００８２】本発明において、１Ｎ符号語の生成は、１
Ｎ符号語の長さが余分な情報なしに確認できるような方
法で行なわれる。図６０のテーブル１２は、復号器及び
符号化器用のＲ3(2)符号語の１Ｎ符号語の説明である。
復号器は、”１Ｎ”符号語中の”１”ビットがＬＳＢ
（最下位ビット）であり、かつ、”Ｎ”カウント部が適
当なＭＳＢ...ＬＳＢの順序であると考える。復号器の
順序では、どの符号が使われているか分かっていない
と、可変長符号語を０パッドと区別することができな
い。符号化器の順序では、符号語は順序が逆になってお
り、最上位の”１”ビットの位置が”１Ｎ”符号語の長
さを示す。符号語を符号化器の順序で生成するには、カ
ウント値の補数を逆順にしなければならない。これを達
成するには、１３ビットのカウントを逆順にしてから、
ＬＳＢに揃うようシフトすればよい。以下に詳細に述べ
るように、再配列ユニット６０６は符号語の順序を逆に
して復号器の順序に戻す。しかし、いずれにしても再配
列ユニット６０６はシフト操作を行なわなければならな
いので、この符号語の順序反転のために再配列ユニット
６０６が複雑化することはない。
【００８３】Ｒ3 符号の場合、”Ｎ”符号語を生成する
には、”１”に続くビットで短いカウントと長いカウン
トのいずれが存在するか指示することも必要である。
【００８４】本発明は、複数のメモリバンクを使用する
ことによりパイプライン処理が可能である。例えば、マ
ルチポートのメモリの場合、符号化前ビットのメモリ読
み出し動作が行なわれ、同時にその前の符号化前ビット
のメモリ書き込み動作が行なわれる。
【００８５】＜Ａｌｔｒａ ＡＨＤＬサンプルデザイン
＞本発明の符号化器のビットジェネレータの一実施例は
ＦＰＧＡ（フィールドプログラマブルゲートアレイ）か
ら構成される。本設計は、Ｒ2(12)までのＲ2符号，Ｒ3
符号全部を処理する。そのＡＨＤＬ（Altera Hardware
DescriptionLanguage）のソースコードを図４１から図
４６に示す。
【００８６】本設計は、図１６に示すような複数の部分
からなる。第１に、”ＥＮＣＢＧ”１３０１は本設計の
主要部であって、ランの開始、終了及び連続を処理する
ための論理を有する。第２に、”ＫＥＸＰＡＮＤ”１３
０２は、確率クラスを最大ラン長、可変長マスク及びＲ
3 符号の最初の長い符号語の長さへ展開するために使わ
れる。”ＫＥＸＰＡＮＤ”１３０２は、復号器の同名の
機能と同一である。第３に、”ＬＰＳＣＷ”１３０３は
カウント値と確率クラスの情報を入力として受け取っ
て、適切な”１Ｎ”符号語を発生する。
【００８７】本設計は、２つのパイプラインステージを
用いる。第１のパイプラインステージで、カウントがイ
ンクリメントされ、確率クラスが展開され、かつ、長い
Ｒ3符号語のための減算及び比較が実行される。これ以
外の操作は全て第２パイプラインステージで実行され
る。
【００８８】＜本発明の再配列ユニット＞図１１は再配
列ユニットの一実施例のブロック図である。図１１にお
いて、再配列ユニット６０６はランカウント並べ替えユ
ニット８０１とビットパックユニット８０２からなる。
ランカウント並べ替えユニット８０１は、符号化器によ
り生成されたランの最後を復号器で必要とされるように
ランの先頭へ移動する。一方、ビットパックユニット８
０２は可変長符号語を組合せて固定長のインターリーブ
ド語とし、それを復号器置に要求される適切な順序で出
力する。
【００８９】”スヌーパー”（snooper）復号器を使っ
て、どのような復号既にも合うように並べ替えをするこ
とが可能であり、この場合、復号器が符号化装置に内蔵
され、これは実際の復号器が符号語を必要とする順序で
データ要求を出す。スヌーパー復号器をサポートするた
め、ランカウントの並べ替えが各ストリーム毎に独立し
て行なわれねばならないかもしれない。容易に模擬でき
る復号器の場合には、並べ替えを可能にするために複数
のタイムスタンプ付きキューまたは１つの併合キューが
用いられるかもしれない。一実施例では、各符号語の並
べ替えはキュー様のデータ構造を使って行なうことがで
き、また、複数の符号化データストリームの扱い方とは
独立している。並べ替えを行なう方法について以下に説
明する。
【００９０】符号化器において行なわれる最初の並べ替
え操作は、各ランカウントを、それがランの先頭で指定
されるように並べ替えることである（復号器が復号のた
めににそれを要求するので）。この並べ替えが必要とな
るのは、符号化器はランの終わりまで、どのようなラン
カウント（及び符号語）か決定しないからである。この
ように、データを符号化することによって得られたラン
カウントは、復号器がそれをデータストリームへ適切に
復号できるように並べ替えられる。
【００９１】図１１に戻る。本発明の再配列ユニット６
０６は、ランカウント並べ替えユニット８０１とビット
パックユニット８０２からなる。ランカウント並べ替え
ユニット８０１は複数の入力、すなわち開始信号７１
１、終了信号７１２、インデックス信号７１３及び符号
語７１４を受け取るように接続される。これらの信号に
ついては、図１２のランカウント並べ替えユニットに関
連して、より詳細に説明する。ランカウント並べ替えユ
ニット８０１は、その入力に応じて、符号語８０３と信
号８０４を発生する。信号８０４は、ランカウントを何
時リセットすべきか指示する。符号語８０３はビットパ
ックユニット８０２に受け取られる。ビットパックユニ
ット８０３は、符号語８０３に応答してインターリーブ
ド語８０５を発生する。
【００９２】ランカウント並べ替えユニット８０１とビ
ットパックユニット８０２について、以下にさらに詳し
く説明する。
【００９３】＜ランカウント並べ替えユニット＞前述の
ように、復号器は符号語に符号化されたデータの先頭部
分が必要となった時点で符号語を受け取る。しかし、符
号化器は、符号語の正体が、その符号語に符号化される
データの最後まで分からない。
【００９４】ランカウント並べ替えユニット８０１の一
実施例のブロック図が図１２に示されている。ここに述
べる実施例は、４本のインターリーブドストリームを収
容でき、各インターリーブド語は１６ビットであり、符
号語は長さが１ビットから１３ビットまで変化する。か
かるケースでは、再配列ユニット６０６は全ストリーム
を処理するためパイプライン化されるかもしれない。さ
らに、ランカウントを確率クラスと関係付ける符号化器
が用いられるので、任意時点でアクティブになり得るラ
ンカウントの最大数は小さく、本実施例では２５と仮定
されている。なお、本発明は、４本のインターリーブド
ストリーム、１６ビットのインターリーブド語、１〜１
３ビットの符号語長に限定されるものではなく、ストリ
ーム本数を増減し、インターリーブド語長を１６ビット
から増減し、あるいは符号語長を１〜１３ビットより拡
大した場合にも本発明を適用し得る。
【００９５】図１２において、ポインタメモリ９０１
は、インデックス入力７１３を受け取るよう接続され、
アドレス出力を発生する。このアドレス出力はマルチプ
レクサ（ＭＵＸ）９０２の１つの入力に接続される。Ｍ
ＵＸ９０２の残りの２つの入力は、ヘッドカウンタ９０
３よりヘッドポインタとして出されるアドレスと、テー
ルカウンタ９０４よりテールポインタとして出されるア
ドレスを受け取るように接続される。ＭＵＸ９０２の出
力は符号語メモリ９０８に接続され同メモリをアクセス
するために用いられる。
【００９６】インデックス入力７１３はＭＵＸ９０５の
１つの入力としても接続される。ＭＵＸ９０５のもう１
つの入力は符号語入力７１４と接続される。ＭＵＸ９０
５の出力は有効検出モジュール９０６の入力及びデータ
バス９０７に接続される。データバス９０７は符号語メ
モリ９０８及びＭＵＸ９０５の入力と接続される。デー
タバス９０７には、制御モジュール９０９の出力も接続
される。開始入力７１１及び終了入力７１２は制御モジ
ュール９０９の別々の入力に接続される。有効検出モジ
ュール９０６の出力は符号語出力８０３と信号８０４
（図１１）からなる。ランカウンタ並べ替えユニット８
０１は、その各部分の動作を調整するためのコントロー
ラ論理（本発明を難解にしないため図示しない）も有す
る。
【００９７】繰り返しになるが、インデックス入力７１
３は１つのランを特定する。一実施例では、インデック
スは２５の確率クラス中の１つを指示する。この場合、
インデックスの表現に５ビットを要する。なお、複数バ
ンクの確率クラスクが用いられるときは、特定のバンク
を指定するために余分なビットが必要となろう。一実施
例では、インデックス入力はランカウントの代わりに確
率クラスを特定する。符号語入力７１４はランの終了時
では符号語であるが、それ以外では”考慮不要”であ
る。開始入力７１１と終了入力７１２はランの始まり、
終わり、またはその両方のいずれであるかを指示する制
御信号である。ランの始まりと終わりが同時の時は、そ
のランは単一の符号化前ビットからなる。
【００９８】ランカウント並べ替えユニット８０１は、
ビットジェネレータがその入力に応じて生成したランカ
ウントを並べ替える。符号語メモリ９０８は、符号語を
並べ替えの間記憶する。一実施例では、符号語メモリ９
０８は、同時にアクティブになり得るランカウントの数
より大きい。これは、圧縮の向上につながる。符号語メ
モリが、同時にアクティブになり得るランカウント数よ
り小さいと、アクティブなランカウントの実際の数がメ
モリに格納できる数までに制限されることになろう。良
好な圧縮率を得るシステムでは、ランカウントの長い１
つの符号語のデータの蓄積中に、ランカウントの短い多
数の符号語が開始する（そして恐らく終了する）という
ことがしばしば起こる。このため、大きなメモリを用い
ることにより、長いランが完了前に無理に押し出されな
いようにする必要がある。
【００９９】ポインタメモリ９０１は、１つのランの途
中にある確率クラスに関する符号語メモリロケーション
のアドレスを保持し、符号語メモリ９０８をランダムア
クセス方式でアドレスする。ポインタメモリ９０１は、
１つのランの途中にあり得る各確率クラス毎に、符号語
メモリ９０８のアドレスのための１つのロケーションを
持っている。１つのランがある確率クラスとして終了し
たならば、ポインタメモリ９０１に記憶されている当該
確率クラスに関するアドレスを用いて符号語メモリ９０
８がアクセスされ、完成した符号語が符号語メモリ９０
８の当該ロケーションに書き込まれる。その時点まで
は、符号語メモリ９０８の当該ロケーションは無効なエ
ントリーを記憶していた。このように、ポインタメモリ
９０１はランカウント毎に無効な符号語のロケーション
を記憶する。
【０１００】ヘッドカウンタ９０３とテールカウンタ９
０４も符号語メモリ９０８をアクセスするためのアドレ
スを供給する。ヘッドカウンタ９０３及びテールカウン
タ９０４を利用して、符号語メモリ９０８をキューもし
くは循環バッファ（例えば先入れ先出し［ＦＩＦＯ］メ
モリ）としてアドレスすることができる。テールポイン
タ（９０４）は、符号語メモリ９０８に符号語を挿入で
きるようにするため、符号語メモリ９０８の次に利用可
能なロケーションのアドレスを記憶している。ヘッドカ
ウンタ９０３は、符号語メモリ９０８の次に出力すべき
符号語のアドレスを記憶している。換言すれば、ヘッド
カウンタ９０３は符号語メモリ９０８より次に削除すべ
き符号語の符号語メモリアドレスを記憶している。ポイ
ンタメモリ９０１内のそれぞれの可能なインデックス
（例えば確率クラス）のためのロケーションを用いて１
つのランが始まった時にテールポインタ（９０４）がど
こにあったか覚えておくことにより、そのランが終わる
時に符号語メモリ９０８の当該ロケーションに適切な符
号語を格納できる。
【０１０１】制御モジュール９０９は、あるエントリー
が有効な符号語データを格納しているか否かを示す有効
信号を、符号語メモリ９０８内の格納データの一部とし
て発生する。例えば、その有効ビットが論理１ならば、
その符号語メモリロケーションは有効データを格納して
いる。しかし、その有効ビットが論理０ならば、その符
号語メモリロケーションは無効データを格納している。
有効検出モジュール９０６は、符号語メモリ９０８から
１つの符号語が読み出される度に、１つのメモリロケー
ションが有効な符号語を格納しているか判定する。一実
施例では、有効検出モジュール９０６は、メモリロケー
ションが有効な符号語を格納しているか、または特殊な
無効コードを格納しているか調べる。
【０１０２】新たなランを始める時に、無効データエン
トリーが符号語メモリ９０８に格納される。この無効デ
ータエントリーは、ランが完了した時にメモリの正しい
ロケーションにそのランの符号語が格納されるようにす
るため（復号器を模擬する適切な順序付けを保証するよ
うに）、符号語メモリ９０８に格納されたデータストリ
ーム中のスペース格納部として働く。一実施例では、こ
の無効データエントリーは、ＭＵＸ９０５経由のインデ
ックスと、制御モジュール９０９からの無効表示（例え
ば無効ビット）を含む。無効エントリーが格納される符
号語メモリ９０８のアドレスは、テールポインタ（９０
５）により与えられ、符号語メモリ９０８内のランカウ
ンタのためのロケーションを知る手かがりとしてポイン
タメモリ９０１に格納される。残りのデータは、完成し
たランカウント（e,g.，並べ替えられたランカウント）
として、符号語メモリ９０８内のヘッドポインタ（９０
３）とテールポインタ（９０４）との間にある。無効メ
モリロケーションの最大数は０からＬ−１である（ただ
し、Ｌはランカウントの数）。１つのランの終わりで１
つの符号語が完成した時に、そのランカウントがポイン
タメモリ９０１に格納されているアドレスを使って符号
語メモリ９０８に格納される。
【０１０３】１つのランが始まる時に、そのランのため
のインデックスが符号語メモリ９０８に格納されるの
で、符号語メモリ９０８が満杯であるが、そのランが未
だ完了していないときには、そのインデックスは信号８
０４と一緒に対応したランカウンタをリセットするため
に用いられる。符号語メモリ９０８に符号語またはイン
デックスを格納することに加え、１ビット（ここでは”
有効”ビットと呼ぶ）を用いて、これら２種類のデータ
のいずれが格納されているか指示する。
【０１０４】ランを開始させも終了させもしないとき
は、ランカウント並べ替えユニットはアイドル状態であ
る。ランを開始させた終了させず、かつメモリが満杯の
ときは、符号語メモリ９０８より１つの符号語が出力さ
れる。この出力される符号語は、ヘッドポインタ（９０
３）に保持されている当該確率クラスに関するアドレス
に格納されている符号語である。次に、ランを開始させ
たが終了させないときには（メモリが満杯であるか否か
にかかわらず）、インデックス入力７１３が、ＭＵＸ９
０５を介して、テールポインタ（９０４）により指示さ
れる符号語メモリ９０８のアドレスに格納される。そし
て、テールポインタ（９０４）は、インデックス入力７
１３上のデータにより指定されたポインタメモリ９０１
のアドレス（例えば当該確率クラスに関するポインタメ
モリ９０１内のロケーション）に書き込まれる。テール
ポインタ（９０４）の書き込み後、テールポインタ（９
０４）はインクリメントされる。
【０１０５】ランを終わらせたが、ランを開始させない
ときには、ポインタメモリ９０１に格納されているイン
デックスに対応したアドレスが読み出され、符号語入力
７１４上の完成した符号語を格納するための符号語メモ
リのロケーションとして用いられる。
【０１０６】ランを開始させ、かつ、終了させ（すなわ
ち、１つのランが同時に始まりかつ終了する）、かつメ
モリが満杯のときには、符号語メモリ９０８より１つの
符号語が出力される。次に、ランを開始させ、かつ終了
させたときには（メモリが満杯であるか否かにかかわら
ず）、符号語入力７１４がテールポインタ（９０４）に
より指定された符号語メモリ９０８のアドレスに書き込
まれる。そして、テールカウンタ９０４は、次の利用可
能なロケーションを保持するようインクリメントされる
（例えば、１だけインクリメントされる）。
【０１０７】本発明において、ランカウンタ並べ替えユ
ニット８０１は符号語を様々なタイミングで出力するで
あろう。一実施例では、符号語は有効な時または無効な
時に出力されるであろう。符号語は、無効な時でも、メ
モリが満杯状態で、かつ１つのランが完了していないな
らば出力されるであろう。最低限レートを維持するため
にも（すなわちレート制御のためにも）、無効な符号語
が出力されるかもしれない。また、データ全部のランカ
ウント並べ替えが済んだ時、または、リセット操作の結
果としてランカウント並べ替えユニットが符号語メモリ
９０８の中央へジャンプした時に、符号語メモリ９０８
のフラッシュ（flush）のために無効な符号語が出力さ
れるであろう。なお、かかる場合には、符号化装置がそ
のように動作していることを復号装置が知っていなけれ
ばならない。
【０１０８】上述のように、符号語メモリ９０８が満杯
のときは何時でも符号語が出力される。符号語メモリ９
０８が一旦満杯になると、符号語メモリ９０８への入力
（すなわち新たな符号語の開始）があるたびに、符号語
メモリ９０８からの出力が行なわれる。符号語メモリ９
０８が満杯状態である時に、あるエントリーを更新して
も、符号語メモリ９０８の出力を生じさせない。すなわ
ち、１つのランを完了し、得られた符号語をその前に割
り当てられたメモリロケーションに書き込んでも、メモ
リ満杯出力を生じさせない。同様に、１つのランが終わ
り、ポインタメモリ９０１内の対応アドレスとヘッドカ
ウンタ９０３内のアドレスとが同一である時に、符号語
が直ちに出力され、そして、符号語メモリ９０８をアク
セスすることなくヘッドカウンタ９０３がインクリメン
トされるであろう。一実施例では、インクリメント後の
テールポインタ（９０４）がヘッドポインタ（９０３）
と等しい時に、メモリ満杯状態が発生する。したがっ
て、テールポインタ（９０４）が更新されると、ランカ
ウント並べ替えユニット８０１内のコントローラ論理
は、テールポインタ（９０４）とヘッドポインタ（９０
３）を比較し、一致するときには符号語メモリ９０８が
満杯で１つの符号語を出力しなければならないと判断す
る。別の実施例では、メモリが満杯になる前に符号語が
出力されるであろう。例えば、ヘッドポインタ（９０
３）によりアドレスされたキューの部分に有効な符号語
が入っていれば、その符号語が出力されるであろう。そ
のためには、キューの先頭部分を繰り返し調べて、その
中の符号語の状態を確認する必要がある。なお、符号語
メモリ９０８はファイルの符号化の終わりで空にされ
る。
【０１０９】ランカウント並べ替えユニット８０１を利
用し、まず符号語メモリ９０８のヘッドポインタ（９０
３）に指定されたアドレスから値（例えばデータ）を読
み出すことにより、１つの符号語が出力される。符号語
の出力はコントローラ論理によって制御調整される。有
効検出モジュール９０６は、その値が符号語であるか判
定するためのテストをする。換言すれば、有効検出モジ
ュール９０６は符号語が有効であるか判定する。一実施
例では、有効検出モジュール９０６は、各エントリーに
記憶されている有効性ビットを調べてエントリーの有効
性を判定する。その値が符号語であれば（すなわち、そ
の符号語が有効であれば）、その値が符号語として出力
される。他方、その値が符号語でなければ（すなわち、
その符号語が無効ならば）、現在のランカウント以上の
長さのＭＰＳのランを有する符号語が出力されであろ
う。”０”符号語が現在のランを正確に表現する唯一の
符号語であるので、それが出力されるだろう。その出力
がなされた後に、ヘッドポインタ（９０３）は符号語メ
モリ９０８の次のロケーションを指すようインクリメン
トされる。あるいは、許容最短ランレングスの”１Ｎ”
を用いて、復号器に１つの符号語がＬＰＳ送出前に押し
出されたか否かだけチェックさせる。
【０１１０】一実施例では、ランカウント並べ替えユニ
ット８０１は２クロックサイクル時間で動作する。第１
のクロックサイクルで、符号語メモリ９０８に入力が取
り込まれる。第２のクロックサイクルで、符号語メモリ
９０８の出力が生じる。
【０１１１】ヘッドポインタ（９０３）が有効な符号語
をアドレスした時には必ず符号語が出力されるであろう
が、構成によっては、バッファが満杯の時にのみ符号語
が出力されるのが望ましいかもしれない。そのようにす
ると、システムの遅延が、ある符号語数分に固定し変動
しなくなる。符号語メモリ９０８が、１つのランが開始
し入力される時点と出力される時点との間に、所定数の
符号語を保持することが可能であるとすると、符号語メ
モリ９０８が満杯になるまで出力が行なわれないので、
上記遅延はその所定符号語数となる。なお、並べ替えの
ための遅延は、例えば符号化データ量またはオリジナル
データ量等によって依然として変動する。符号語メモリ
９０８を出力を出す前に満杯にさせれば、出力は１サイ
クルにつき１符号語を発生する。
【０１１２】なお、符号語メモリ９０８のあるロケーシ
ョンが無効としてマークされて場合に、その不使用ビッ
トを、当該ロケーションがどのようなランカウントのも
のかの識別情報を格納するために使用してもよい（すな
わち、そのロケーションを満たすべきコンテキストビン
または確率クラスが、そこに格納される）。当該情報
は、メモリが満杯になった場合の処理に役立つ。具体的
には、当該情報は、当該ランカウントに対する符号語が
完成していないこと、及び、それがたった今完成するこ
とをビットストリームジェネレータに指示するために利
用できる。この場合、無効な符号語を出力する決定がな
されているが、これはメモリ満杯状態により生じたので
あろう。このように、システムがランカウンタをリセッ
トする際に、当該情報は、ビットジェネレータ及びラン
カウントに関し、何時システムが動作を再開すべきか明
らかにする。
【０１１３】インデックス入力に関してであるが、複数
バンクの確率クラスが使用されている時のパイプライン
処理のため、インデックスがバンク識別情報を含むかも
しれない。すなわち、ある１つの確率クラスに対して複
数のランカウントがあるかもしれない。例えば、８０％
符号に対して２つのランカウントがあるかもしれず、こ
の場合、その一方が用いられると、次には他方が用いら
れる。
【０１１４】符号語は可変長であるから、符号語はその
長さを確認できるようなやり方で符号語メモリ９０８に
格納されなければならない。サイズを明示的に格納する
ことも可能であるかもしれないが、それではメモリ使用
量を最小にできない。Ｒ−符号では、０なる値をメモリ
に格納することで１ビットの”０”符号語を指示できる
ので、”１Ｎ”符号語を、プラオリティエンコーダによ
って最初の”１”からの長さを確認できるように格納で
きる。
【０１１５】符号語メモリ９０８がマルチポート（例え
ばデュアルポート）ならば、この設計は、１クロックあ
たり１符号語を処理するようパイプライン化することが
できる。符号語メモリ９０８のどのロケーションも複数
のポートからアクセスできるであろうから、符号語メモ
リ９０８のあるロケーションの書き込み（例えば無効ま
たは有効な符号語の格納）と、別のロケーションの読み
出し（例えば符号語の出力）とが同時に行ない得る。な
お、この場合には、複数のデータ及びアドレスバスをサ
ポートするようマルチプレクサを変更しなければならな
いであろう。
【０１１６】符号化器が”０”符号語を出力する時及び
符号語メモリが満杯であるためにランカウンタをリセッ
トする時には必ず、復号器は同じことをしなければなら
ない。そのためには、復号器は符号化器の符号語メモリ
キューを模擬モデル化しなければならない。その方法に
ついては後述する。
【０１１７】なお、ＣＭＯＳデバイス類の節電のた
め、”０”符号語が無効ランとして出力される時に”１
Ｎ”符号語のためのカウンタをディセーブルしてもよ
い。というのは、復号される”１Ｎ”符号語は有効であ
るが、”０”符号語だけは無効かもしれないからであ
る。
【０１１８】＜コンテキストベースの他の実施例＞図１
３は、受け取ったデータを（確率クラスに対立するもの
としての）コンテキストに従って並べ替える、ランカウ
ント並べ替えユニットの他の実施例のブロック図であ
る。このランカウント並べ替えユニット１０００は、Ｒ
−符号を使って並べ替えを行なう。図１３において、ラ
ンカウント並べ替えユニット１０００はポインタメモリ
１００１、ヘッドカウンタ１００２、テールカウンタ１
００３、データマルチプレクサ（ＭＵＸ）１００４、ア
ドレスＭＵＸ１００５、長さ計算ブロック１００６、有
効検出ブロック１００７及び符号語メモリ１００８から
なる。符号語メモリ１００８は符号語を並べ替えの間記
憶する。ポインタメモリ１００１は、ランの途中のコン
テキストビンのための符号語メモリロケーションのアド
レスを格納する。ヘッドカウンタ１００２とテールカウ
ンタ１００３は、符号語メモリ１００８をキューもしく
は循環バッファとしてアドレスさせることができるだけ
でなく、ポインタメモリ１００１によりランダムアクセ
ス式にアドレスさせることができる。Ｒ−符号では、０
なる値をメモリに格納することで１ビットの”０”符号
語を指示することができるので、”１Ｎ”符号語を、プ
ラオリティエンコーダによって最初の”１”からの長さ
を確認できるように格納できる。長さ計算モジュール１
００６は、プライオリティエンコーダのような働きをす
る。（もし他の可変長符号を使用するならば、符号語の
始まりをマークするために１つの”１”ビットを付加す
るほうが、符号語の長さを明示的に格納するためにｌｏ
ｇ2ビットを付加するよりもメモリ効率がよいであろ
う。） ランカウント並べ替えユニット１０００はま
た、その要素１００１〜１００８の動作を調整制御する
ための不図示のコントローラ論理を有する。
【０１１９】ランカウント並べ替えユニット１０００の
動作は、確率予測値をベースにしたランカウント並べ替
えユニットの動作に非常に似ている。新しいランを開始
すると、コンテキストビンを含む１つの無効エントリー
がテールポインタ（１００３）に指定された符号語メモ
リ１００８のアドレスに書き込まれる。次に、テールポ
インタ（１００３）のアドレスが、ポインタメモリ１０
０１の、現在ランカウントのコンテキストビンのアドレ
スに格納される。そして、テールポインタ（１００３）
がインクリメントされる。１つのランが完了した時に、
ポインタメモリ１００１よりランカウントに対応したポ
インタが読み出され、そのポインタによって指示された
符号語メモリ１００８のロケーションへ符号語が書き込
まれる。ランの開始でも終了でもなく、ヘッドポインタ
（１００２）により指定された符号語メモリ１００８の
ロケーションの内容が無効データであるときには、ヘッ
ドポインタ（１００２）によりアドレスされた符号語が
読み出されて出力される。そして、ヘッドポインタ（１
００２）がインクリメントされる。ランの開始と終了が
同時に起こる場合には、テールポインタ（１００３）に
より指定された符号語メモリ１００８のアドレスに符号
語が書き込まれ、それからテールポインタ（１００３）
がインクリメントされる。
【０１２０】同様に、１つのランが終わり、対応したポ
インタメモリ１００１のアドレスとヘッドカウンタ１０
０２のアドレスとが同一である時には、符号語を直ちに
出力することができ、また、符号語メモリ１００８をア
クセスしることなくヘッドカウンタ１００２の値をイン
クリメントすることができる。
【０１２１】”コンテキスト別”ランカウントシステム
では、それぞれのコンテキストがポインタメモリ１００
１の１つのロケーションを必要とするので、ＢＧ及びＰ
ＥＭ状態メモリを拡張してポインタメモリ１００１を実
現してもよい。ポインタメモリ１００１の幅は、符号語
メモリアドレスに必要なサイズと等しい。
【０１２２】符号語メモリ１００８のロケーション数
は、設計者が特定の構成において選べばよい。このメモ
リのサイズを制限すると圧縮効率が下がるので、コスト
／圧縮率の兼ね合いがある。符号語メモリの幅は、最大
の符号語に有効／無効表示用の１ビットを足したものに
等しい。
【０１２３】図６１のテーブル１３に示したＲ2(2)符号
を用いる例を使って並べ替えを説明する。図６２のテー
ブル１４は、コンテキスト別にラベル付けされた、並べ
替えられるべきデータを示す（０＝ＭＰＳ，優勢シンボ
ル；１＝ＬＰＳ，劣勢シンボル）。コンテキストは２つ
しかない。符号化前ビットの番号は符号化前ビットクロ
ックサイクルによる時刻を示す。ランの始まりと終わり
が示されており、ランの終わりに符号語が示されてい
る。
【０１２４】このデータ例に対する並べ替え動作が図６
３のテーブル１５に示されている。４つのロケーション
０〜３を持つ符号語メモリが使用されるが、本例ではこ
のサイズで十分でありオーバーフローは生じない。各行
は、１つの動作、すなわち、あるコンテキストのランの
開始もしくは終了、または１つの符号語の出力を行なっ
た後のシステムの状態を示す。”ｘ”は”考慮不要の”
メモリロケーションを示すために用いられている。いく
つかの符号化前ビットについては、ランが始まりも終わ
りもしないので、ランカウント並べ替えユニットはアイ
ドル状態である。ランを終了する符号化ビットについて
は、１つ以上の符号語が出力される可能性があり、シス
テム状態を様々に変化させるかもしれない。
【０１２５】図６３のテーブル１５において、ヘッドポ
インタとテールポインタは０に初期化されるが、これは
符号語メモリ（例えばキュー）に何も記憶されていない
ことを意味する。ポインタメモリは、各コンテキストに
つき１つ、計２つの記憶ロケーションがあるように表わ
されている。各ロケーションは、ビット番号１の前
は、”考慮不要の”値を記憶している。符号語メモリは
４符号語の深さを持つもとして示されているが、それら
は全て最初は”考慮不要の”値である。
【０１２６】ビット番号１について受け取られたデータ
に対し、ヘッドポインタは符号語メモリロケーション０
を指示したままである。復号器はデータを期待するの
で、次に利用可能な符号語メモリロケーション０が符号
語に割り当てられ、無効な値がメモリロケーション０に
書き込まれる。コンテキストは０であるため、符号語に
割り当てられた符号語メモリロケーションのアドレスが
０コンテキスト用のポインタメモリロケーション（ポイ
ンタメモリロケーション０）に格納される。かくし
て、”０”がポインタメモリロケーション０に格納され
る。テールポインタはインクリメントされて次の符号語
メモリロケーション１を指す。
【０１２７】ビット番号２に対応するデータに対して、
ヘッドカウンタは最初のメモリロケーションを指示した
ままである（それを更新するような出力がなかったた
め）。このデータは第２のコンテキスト、つまりコンテ
キスト１に対応するので、次の符号語メモリロケーショ
ン、すなわちテールポインタにより指示された符号語メ
モリロケーション１が符号語に割り当てられ、無効な値
が同ロケーションに書き込まれる。そのアドレス、すな
わち符号語メモリロケーション１が、コンテキスト１に
対応したポインタメモリロケーション１に書き込まれ
る。すなわち、２番目の符号語メモリロケーションのア
ドレスがポインタメモリロケーション１に書き込まれ
る。そして、テールポインタがインクリメントされる。
【０１２８】ビット番号３に対応するデータに対して、
並べ替えユニットは、ランの始まりでも終わりでもない
ので、アイドルになる。
【０１２９】ビット番号４に対応するデータに対して、
ランの終了がコンテキスト１に関して指示される。した
がって、符号語”１０１”が、コンテキスト１用ポイン
タメモリロケーションにより指示されている、コンテキ
スト１に割り当てられた符号語メモリロケーション（符
号語メモリロケーション１）に書き込まれる。ヘッドポ
インタとテールポインタはそのままであり、コンテキス
ト１用のポインタメモリロケーションの値は再度利用さ
れることはないであろうから、それは”考慮不要な”値
である。
【０１３０】ビット番号５に対応するデータに対して、
並べ替えユニットは、ランが始まりも終わりもしないの
で、アイドルになる。
【０１３１】ビット番号６に対応するデータに対して、
ビット２に関し上に述へたと同じ種類の動作が起きる。
【０１３２】ビット番号７に対応するデータに対して、
コンテキスト０の符号語のランが終わる。この場合、符
号語”０”が、コンテキスト０用のポインタメモリロケ
ーション（ポインタメモリロケーション０）により指示
された符号語メモリロケーション（符号語メモリロケー
ション０）に書き込まれる。そして、このポインタメモ
リロケーションの値は再び使用されないので、それは”
考慮不要な”値である。また、ヘッドポインタにより指
定された符号語メモリロケーションは有効データを格納
している。したがって、この有効データは出力され、ヘ
ッドポインタはインクリメントされる。ヘッドポインタ
をインクリメントすることにより、ヘッドポインタに有
効な符号語を格納している別の符号語メモリロケーショ
ンを指示させる。したがって、この符号語が出力され、
ヘッドポインタは再度インクリメントされる。なお、こ
の例では、符号語が出力されるのは、それが可能な時で
あり、符号語メモリが完全に一杯になった時ではない。
【０１３３】上述のようにして符号化前ビットの処理が
連続して行なわれる。なお、符号語メモリロケーション
は特定のコンテキスト用に専用化されていないので、デ
ータファイルの符号化の間じゅう、どのコンテキストか
らの符号語でも特定の符号語メモリロケーションに格納
できる。
【０１３４】＜ビットパックユニット＞ビットパッキン
グ（packing）について図７で説明する。図７には、ビ
ットパッキングの前と後の再配列ユニットの処理データ
が示されている。図７に１６個の可変長符号語が示され
ているが、それらに復号器で利用される順番を示すため
１から１６までの番号が付けられている。どの符号語も
３本の符号化ストリーム中の１本に割り当てられる。各
符号化ストリーム中のデータはインターリーブド語と呼
ばれる固定長語へ分解される。（なお、１つの可変長符
号語が２つのインターリーブド語に分解されることもあ
る。） この例では、インターリーブド語は１本のイン
ターリーブドストリームへと順序付けられるので、ある
特定のインターリーブド語中の最初の可変長符号語（ま
たはその一部）の順番で、そのインターリーブド語の順
番が決まる。他の種類の順序付け規準を採用してもよ
い。複数の符号化ストリームをインターリーブする利点
は、データ転送のために単一の符号化データチャネルを
使用できることと、可変長シフト操作をストリーム毎に
並列にまたはパイプラインで行なうことができることで
ある。
【０１３５】本発明のビットパックユニット８０２は、
ランカウント並べ替えユニット８０１より可変長符号語
を受け取り、それらをインターリーブド語にパックす
る。ビットパックユニット８０２は、可変長符号語の処
理を行なうための論理と、固定長のインターリーブド語
を正しい順序で出力するための併合キュー型の並べ替え
ユニットとからなる。一実施例では、符号語は、最高１
符号語／クロックサイクルの速度でランカウント並べ替
えユニットより受け取られる。ビットパックユニット８
０２の一実施例のブロック図が図１４に示されている。
次に述べる実施例においては、４本のインターリーブド
ストリームが使われ、各インターリーブド語は１６ビッ
トであり、符号語の長さは１ビットから１３ビットまで
変化する。一実施例では、単一のビットパックユニット
が全ストリームを処理するようパイプライン化される。
本発明のビットパックユニット８０２がデュアルポート
のメモリ（またはレジスタファイル）を用いるならば、
１クロックサイクルあたり１インターリーブド語を出力
可能である。この速度は、符号化器の他の部分に追従す
るために要求される速度より高速であろう。
【０１３６】図１４において、ビットパックユニット８
０２はパッキング論理１１０１、ストリームカウンタ１
１０２、メモリ１１０３、テールポインタ１１０４及び
ヘッドカウンタ１１０５からなる。パッキング論理１１
０１は、符号語を受け取るように接続され、またストリ
ームカウンタ１１０２と接続される。ストリームカウン
タ１１０２はメモリ１１０３とも接続される。メモリ１
１０３には、テールポインタ１１０４とヘッドカウンタ
１１０５も接続される。
【０１３７】ストリームカウンタ１１０２は、現在の入
力符号語が関係したインターリーブド語を監視する。一
実施例では、ストリームカウンタ１１０２は、０からＮ
−１までストリームを繰り返しカウントする。ここで、
Ｎはストリーム数である。ストリームカウンタ１１０２
は、Ｎ−１に達すると、再び０からカウントを始める。
一実施例では、ストリームカウンタ１１０２は２ビット
カウンタで０から３までカウントする（インターリーブ
ドストリームが４本の場合）。一実施例では、ストリー
ムカウンタ１１０２は０に初期化される（例えばグロー
バルリセットによって）。
【０１３８】パッキング論理１１０１は、現在の入力符
号語を前に入力した符号語と併合してインターリーブド
語を作る。各符号語の長さは変化するであろう。したが
って、パッキング論理１１０１は、これら可変長符号語
を固定長語へ詰め込む。パッキング論理１１０１によっ
て生成されたインターリーブド符号語は順番にメモリ１
１０３へ出力され、それを出力する時までメモリ１１０
３に記憶される。一実施例では、メモリ１１０３は６４
個の１６ビット語を持つスタティックＲＡＭ（ＳＲＡ
Ｍ）またはレジスタファイルである。
【０１３９】インターリーブド語はメモリ１１０３に格
納される。本発明においては、メモリ１１０３のサイズ
は２つのケースを扱うことができるだけの大きさであ
る。一方のケースは、ある１つのインターリーブドスト
リームが最小の長さの符号語を有し、それ以外のインタ
ーリーブドストリームが最大の長さの符号語を有する通
常動作の場合である。この第１のケースは３×３＝３９
のメモリロケーションを必要とする。他方のケースは、
ある１つのインターリーブドストリームが最小長の、つ
まり短い符号語を有し、それ以外のインターリーブドス
トリームが最大長の、つまり長い符号語を有する初期化
の場合である。第２のケースのためには、２×３×１３
＝７８のメモリロケーションで足りるが、ＰＥＭの動作
によって５６まで絞ることが可能である。
【０１４０】メモリ１１０３とストリームカウンタ１１
０２及びテールポインタ１１０４は協動して並べ替えを
遂行する。ストリームカウンタ１１０２は、メモリ１１
０３により受け取られつつある符号語の現在ストリーム
を指示する。各インターリーブドストリームは少なくと
も１つのテールポインタと関係付けられる。テールポイ
ンタ１１０４とヘッドカウンタ１１０５は符号語の並べ
替えを行なう。１ストリームあたり２つのテールポイン
タがある理由は、インターリーブド語Ｎ−１のデータに
次の符号語の始まりが含まれている時に、インターリー
ブド語Ｎが復号装置により要求されるからである。一方
のテールポインタは、ある一定のインターリーブドスト
リームからの次のインターリーブド語を格納するメモリ
１１０３のロケーションを決定する。他方のテールポイ
ンタは、該次のインターリーブド語の次のインターリー
ブド語を格納するメモリ１１０３のロケーションを決定
する。こうするとで、復号器がインターリーブド語Ｎ−
１を要求する時刻が分かった時に、インターリーブド語
Ｎのロケーションを指定可能になる。一実施例では、テ
ールポインタは８個の６ビットレジスタである（１スト
リームにつきテールポインタ２個）。
【０１４１】一実施例では、符号化の初めに、テールポ
インタ１１０４は、初めの８個のインターリーブド語
（各ストリームから２語）が、各ストリームから１個ず
つ順にメモリ１１０３に格納されるように設定される。
初期化後、パッキング論理１１０１が、ある符号ストリ
ームの新しいインターリーブド語に着手する度に、”
次”テールポインタに”次の次”テールポインタの値が
設定され、当該符号ストリーム用の”次の次”テールポ
インタに次に利用できるメモリロケーションが設定され
る。このように、各ストリーム毎にテールポインタが２
つある。他の実施例では、各符号ストリームにつきテー
ルポインタが１個だけ使用され、テールポインタは次に
メモリ１２０３に格納すべきインターリーブド語を指示
する。
【０１４２】ヘッドカウンタ１１０５は、ビットパック
ユニット８０２より次に出力されるインターリーブド語
のメモリロケーションを決定するために利用される。説
明している実施例では、ヘッドカウンタ１１０５は６ビ
ットカウンタからなり、１つのインターリーブド語全体
を一度に出力するようインクリメントされる。
【０１４３】メモリ１１０３は、並べ替えのために利用
されるほか、符号化器とチャネルとの間のＦＩＦＯバッ
ファとしても利用できる。このメモリを、並べ替えに必
要とされるメモリより大きくするのが望ましく、そうす
れば、チャネルが符号化器に追従できない時に、ＦＩＦ
Ｏがほぼ満杯であるという信号を使って符号化器を停止
させることができる。１ビット／サイクルの符号化器
は、１サイクル毎に１つのインターリーブド語を生成す
ることはできない。ある符号化器があるチャネルとよく
整合している場合、そのチャネルは毎サイクル、１つの
インターリーブド語を受け入れることはないであろうか
ら、何等かのＦＩＦＯバッファが必要である。例えば、
３２クロックサイクル毎に１つの１６ビットインターリ
ーブド語を受け入れ可能なチャネルは、圧縮率が２：１
以上の時に、２：１帯域幅拡大のためのに十分整合した
設計であろう。
【０１４４】＜本発明のパッキング（packing）論理＞
パッキング論理のブロック図が図１５に示されている。
図１５において、パッキング論理１１０１はサイズ（si
ze）ユニット１２０１、１組のアキュムレータ１２０
２、シフタ１２０３、ＭＵＸ１２０４、１組のレジスタ
１２０５及びＯＲゲート論理１２０６からなる。サイズ
ユニット１２０１は、符号語を受け取るよう接続されて
おり、またアキュムレータ１２０２と接続されている。
これらのアキュムレータ１２０２並びに符号語はシフタ
１２０３と接続されている。シフタ１２０３はＭＵＸ１
２０４及びＯＲゲート論理１２０６と接続されている。
ＭＵＸ１２０４はレジスタ１２０５及びＯＲゲート論理
１２０６とも接続されている。これらレジスタ１２０５
はＯＲゲート論理１２０６とも接続されている。
【０１４５】一実施例では、符号語は、未使用ビットが
０にされた１３ビットバスにより入力される。これらの
０にされた未使用ビットが”１Ｎ”符号語の”１”に隣
接しているため、サイズユニット１２０１内部のプライ
オリティエンコーダを使って、”１Ｎ”符号語の長さを
決定し、また”０”符号語のサイズを生成することがで
きる。
【０１４６】アキュムレータ１２０２は、各インターリ
ブドストリーム毎に１個ずつの複数のアキュムレータか
らなる。各インターリーブドストリーム用のアキュムレ
ータは、現在のインターリーブド語のそれまでのビット
数の記録を保持する。一実施例では、各アキュムレータ
は各ストリームのために利用される４ビット加算器（キ
ャリー出力付）と４ビットレジスタとからなる。一実施
例では、その加算器の出力がアキュムレータの出力であ
る。他の実施例では、そのレジスタの出力がアキュムレ
ータの出力である。サイズユニット１２０１より受け取
った符号語サイズを利用し、アキュムレータは、現在の
符号語を当該ストリームの現在のインターリーブド語を
保持しているレジスタへ連結するためにシフトすべきビ
ット数を決定する。
【０１４７】アキュムレータの現在値を基づき、シフタ
１２０３は、現在の符号語を、それが当該インターリー
ブド語中の前の符号語の後に適切に続くように整列す
る。このようにして、符号化器内のデータは復号器の順
序へ変更される。シフタ１２０３の出力は２８ビットで
あり、これは現在の符号語からのビットが最終的に出力
される２８ビットの上位１２ビットに入るようにするた
め、現在のインターリーブド語の１５ビットに１３ビッ
トの符号語を付加しなければならない場合を扱う。な
お、シフタ１２０３は、フィードバックなしに動作する
ので、パイプライン化が可能である。一実施例では、シ
フタ１２０３はバレル（barrel）シフタからなる。
【０１４８】レジスタ１２０５は現在のインターリーブ
ド語のビットを格納する。一実施例では、各インターリ
ーブドストリーム用の１６ビットレジスタが、現在のイ
ンターリーブド語中の前のビットを保持する。
【０１４９】最初に、１つのストリームの１つの符号語
がシフタ１２０３に受け取られ、一方、サイズユニット
１２０１が、その符号語のサイズを当該ストリームに対
応したアキュムレータへ指示する。そのアキュムレータ
は、グローバルリセットにより初期値０が設定されてい
る。アキュムレータ値が０であるため、その符号語はシ
フトされず、ＯＲ論理１２０６により当該ストリーム対
応のレジスタの内容と論理和される。しかし、ある実施
例では、インターリーブド語の初めでも１Ｎ符号語を適
切に整列せしめるためシフトしなければならない。この
レジスタは０に初期設定されているので、論理和演算の
結果は、符号語をＯＲ論理１２０６の最右端ビット位置
へ入れることになり、そしてＭＵＸ１２０４を介しレジ
スタへフィードバックされて当該ストリームの次の符号
語まで格納される。このように、初めは、シフタ１２０
３は通過路として作用する。なお、最初の符号語のビッ
ト数が、今現在、アキュムレータに格納されている。当
該ストリームのための次の符号語を受け取ると、アキュ
ムレータの値がシフタ１２０３へ送られ、符号語はその
ビット数分、左へシフトされてインターリーブド語の前
に入力したビットと結合される。シフトされた語の他の
ビットに０が設定される。当該ストリームに対応したレ
ジスタからのビットは、ＯＲ論理１２０６により、シフ
タ１２０３からのビットと結合される。アキュムレータ
がキャリー出力表示（例えば信号）を出さないときは、
現在の符号語を完成するため、さらにビットが必要であ
るので、論理和演算により得られたデータはＭＵＸ１２
０４を介しレジスタに戻され保存される。一実施例で
は、ＭＵＸ１２０４は２：１マルチプレクサである。ア
キュムレータがキャリー出力を発生した時には、ＯＲ論
理１２０６により論理和された１６ビットデータは１つ
の完成したインターリーブド語であるので、その後に出
力される。ＭＵＸ１２０４は、レジスタへ、初めの１６
ビットに続けて追加ビット（例えば、シフタ１２０３か
ら出力された２８ビット中の上位１２ビット）をロード
せしめ、残りのビット位置に０を入れる。
【０１５０】ＭＵＸ１２０４及びインターリーブド語出
力のための制御は、アキュムレータからのキャリー出力
信号を利用する。一実施例では、マルチプレクサ１２０
４は１６個の２：１マルチプレクサからなり、その中の
４個のマルチプレクサは一方の入力が常に０にされる。
【０１５１】＜並べ替えのオプション＞本発明は、デー
タの並べ替えを行なうための多様なオプションを提供す
る。例えば、複数の符号ストリームを持つシステムにお
いては、それら符号ストリームは図７に示したようなイ
ンターリーブド語に並べ替えられなければならない。本
発明は、インターリーブド語への並べ替えを遂行する様
々な方法を提供する。
【０１５２】データをインターリーブド語へ並べ替える
ための一つの方法は、図３２に示すようにスヌーパー復
号器を利用する方法である。図３２において、複数のラ
ンカウント並べ替えユニット２５０１ａ〜２５０１ｎは
符号語ストリームのほかに符号語情報を受け取るよう接
続されている。各ランカウント並べ替えユニットは符号
語出力とサイズ出力を発生する。ビットパックユニット
２５０２ａ〜２５０２ｎのような別々のビットパッキン
グ論理（１１０１）ユニットが、ランカウント並べ替え
ユニット２５０１ａ〜２５０１ｎのそれぞれの符号語出
力及びサイズ出力を受け取るよう接続される。ビットパ
ックユニット２５０２ａ〜２５０２ｎはインターリーブ
ド語を出力し、これらはＭＵＸ２５０３及びスヌーパー
復号器２５０４に接続される。スヌーパー復号器２５０
４は選択制御信号を出し、この選択制御信号はＭＵＸ２
５０３に受け取られ、どのインターリーブド語を符号ス
トリームへ出力すべきかをＭＵＸ２５０３に指示する。
【０１５３】各符号化データストリーム毎に１つのラン
カウント並べ替えユニットがあり、これは図１１のラン
カウント並べ替えユニット８０１からなる。各ビットパ
ックユニットは可変長符号語を組合せて、固定サイズ
の、恐らく８ビット、１６ビットまたは３２ビット／語
のインターリーブド語にする。各ビットパックユニット
は、前述のようにレジスタとシフト回路を含む。スヌー
パー復号器２５０４は完全に動作する復号器（ＢＧ，Ｐ
ＥＭ，ＣＭを含む）であり、全てのビットパックユニッ
トからのインターリーブド語を（図３２に示すような別
々のバスにより、あるいは共通バスを通じて）アクセス
できる。スヌーパー復号器２５０４があるビットパック
ユニットからの１つのインターリーブド語を選択する度
に、そのインターリーブド語が符号ストリームへ送出さ
れる。受信側の復号器は、スヌーパー復号器２５０４と
同じ順番にデータを要求するので、インターリーブド語
は適切な順序で送出される。
【０１５４】スヌーパー復号器を持つ符号化器は、その
スヌーパー復号器を普通の復号器としても利用可能であ
るので、半二重システムの場合に魅力的であろう。スヌ
ーパー復号器を使う方法の１つの利点は、その方法がど
のような決定論的復号器にも適用可能であることであ
る。スヌーパー復号器によらない他の解決方法（後述）
では、ハードウエアコストを下げるため、復号器のより
単純なモデルを利用する。同一クロックサイクルで複数
の符号語を復号する復号器の場合には、復号器そのもの
より少ないハードウエアで復号器を模擬することは不可
能で、スヌーパー復号器を使う必要があろう。後述する
ように、１サイクルにつき、せいぜい１符号語しか復号
しない復号器の場合、より単純なモデルが存在する。
【０１５５】１クロックサイクルにつき、１符号語以下
の復号をするパイプライン化復号システムのための、も
う一つのデータ並べ替えの方法は、復号器の符号化デー
タ要求を模擬するのに必要な情報が、符号語（符号語全
部を考えている。各符号化データストリームの符号語を
独立に考えているわけではない）の順序に関する知識だ
けにすぎない、という事実に基づいている。各符号語が
ランカウント並べ替えユニットに入力した時に、その符
号語に１つのタイムスタンプ（time stamp）が付けられ
るならば、とにかく最も古いタイムスタンプを付けられ
たビットパック後のインターリーブド語が次に出力され
るべきインターリーブド語である。
【０１５６】符号化器の再配列ユニットの例が、ブロッ
ク図として図３３に示されている。図３３において、こ
の再配列ユニットは、タイムスタンプ情報も各ランカウ
ント並べ替えユニット２５０１ａ〜２５０１ｎによって
受け取られること以外は、図３２に示したものと同じで
ある。このタイムスタンプ情報は、ビットパックユニッ
ト２５０１ａ〜２５０１ｎへも送られる。ビットパック
ユニット２５０２ａ〜２５０２ｎは、インターリーブド
語をＭＵＸ２５０３へ、また、それに関連したタイムス
タンプを論理２６０１へ、与える。論理２６０１は符号
ストリームへ出力すべきインターリーブド語を選択する
ための制御信号をＭＵＸ２５０３へ与える。
【０１５７】この実施例では、スヌーパー復号器が、ビ
ットパックユニット２５０２ａ〜２５０２ｎのどれが最
も古いタイムスタンプを付けられた符号語（または符号
語の一部）を持っているか判定する簡単な比較に置き換
えられている。このようなシステムは、ＭＵＸ２５０３
にとっては、複数のタイムスタンプ付キューに見える。
論理２６０１は、キュー間の選択をするに過ぎない。各
ランカウント並べ替えユニット２５０１ａ〜２５０１ｎ
の論理は、ランが開始する時にタイムスタンプを書くた
めに、ほんの少しだけ変わる（ランカウント並べ替えユ
ニット８０１と比べて）。各ランカウント並べ替えユニ
ット２５０１ａ〜２５０１ｎは、タイムスタンプを符号
語メモリに格納する機能が備わっている。符号化データ
ストリーム中のすべての符号語を列挙するに足りるビッ
ト数のタイムスタンプを格納することで十分であるが、
実施例によっては、それよりも少ないビット数が用いら
れるかもしれない。
【０１５８】複数のタイムスタンプ付キューを用いるス
テップの簡単な記述を図４７に示す。この記述は当業者
には理解できるものである。これらは符号化器の動作で
ある。同一の符号語により１つのランが開始かつ終了す
る場合に関する簡略化はなされていない。各シンボルの
符号化毎に動作がチェックされる（実用上、全てのチェ
ックを行なう必要はないが）。インターリーブド語は３
２ビットのサイズであると仮定したいる。
【０１５９】復号器の動作は同様であるが、符号語をキ
ューにセーブする必要はない。符号語のタイムスタンプ
をキューにセーブすることは依然必要である。
【０１６０】前述のタイムスタンプの機能は、符号語の
順序情報を格納するために利用される。同じ概念を具現
する均等な方法は、全ての符号語のために単一のキュ
ー、すなわち併合キューを用いる方法である。併合キュ
ーのシステムにおいては、図３４に示すように、単一の
ランカウント並べ替えユニット２７０１が全てのインタ
ーリーブドストリームに利用される。ランカウント並べ
替えユニット２７０１はビットパックユニット２５０２
ａ〜２５０２ｎに対し符号語出力、サイズ出力及びスト
リーム出力を出し、ビットパックユニット２５０２ａ〜
２５０２ｂはＭＵＸ２５０３へインターリーブド語を出
力するとともに論理２７０２に対し位置情報を出力し、
論理２７０２はＭＵＸ２５０３に対しインターリーブド
語を符号ストリームの一部として出力するよう合図す
る。
【０１６１】任意のストリームについて、ランカウント
並べ替えメモリは各符号語毎にインターリーブドストリ
ームＩＤを記憶する。各インターリーブドストリームは
固有のヘッドポインタを有する。あるビットパックユニ
ットがそれ以上のデータを必要とする時に、それに対応
するヘッドポインタを利用して、１つの新しいインター
リーブド語を形成するのに必要なだけの符号語を取り出
す。これには、多くの符号語メモリロケーションを調べ
て、どのロケーションが適切なストリームの部分である
か判断する必要があろう。あるいは、符号語メモリの追
加フィールドが構成する連結リストを利用する必要があ
ろう。
【０１６２】本発明においてストリームをインターリー
ブする他の方法は、固定ストリーム割り当ての統合キュ
ーを利用する。この方法は、単一のテールポインタを併
合キューの場合と同じように利用するので、タイムスタ
ンプは必要でない。また、前記の場合と同様に、複数の
ヘッドポインタが用いられるので、あるストリームから
データを出力する時にオーバーヘッドが生じない。これ
を行なうために、インターリーブドストリームへの符号
語の割り当ては次のルールに従って行なわれる。すなわ
ち、Ｎ本のストリームの場合に、符号語Ｍは、ストリー
ムＭ mod Ｎに割り当てられる。なお、この方法によ
り、インターリーブドストリームはどのコンテキストも
しくは確率クラスからも符号語を受け入れることができ
る。ストリーム数が２のべき乗ならば、上位ビットの一
部を捨てることによりＭ mod Ｎを計算できる。例え
ば、符号語並べ替えメモリが１２ビットでアドレスさ
れ、４本のインターリーブドストリームが使われるとし
よう。テールポインタは１２ビット長であり、その最下
位の２ビットから次の符号語のための符号語ストリーム
が明らかにされる。４個の１０ビットのヘッドポインタ
はそれぞれ、その最下位２ビットの４つの可能な組合せ
のそれぞれに暗黙に割り当てられる。テールポインタと
ヘッドポインタは共に普通のバイナリカウンタとしてイ
ンクリメントされる。
【０１６３】復号器においては、シフタはインターリー
ブド語を格納するためのレジスタを持っている。シフタ
は適切に整列された符号化データをビットジェネレータ
に提供する。ビットジェネレータはいくつかの符号化デ
ータを使うと、シフタへ通知する。シフタは次のインタ
ーリーブドストリームのデータを適切に整列して提供す
る。符号化データ数がＮのとき、シフタは使用済みデー
タをシフトアウトするのにＮ−１クロック使い、そして
恐らく、当該インターリーブドストリームが再び使われ
る前にもう１つのインターリーブド符号語を要求するで
あろう。
【０１６４】＜本発明の復号器＞本発明は、並べ替えメ
モリが限定されたリアルタイム符号化器をサポートする
復号器を含む。一実施例では、この復号器にもまた、縮
小メモリ条件と、各コンテキストビン毎でなく各確率ク
ラス毎にランカウントを保持するための複雑さがある。
【０１６５】＜本発明の復号システムの一実施例＞図１
７は、本発明の復号ハードウエアシステムの一実施例の
ブロック図を示す。図１７において、復号システム１４
００は先入れ／先出し（ＦＩＦＯ）構造１４０１、復号
器１４０２、メモリ１４０３及びコンテキストモデル１
４０４からなる。復号器１４０２は複数の復号器からな
る。符号化データ１４１０はＦＩＦＯ構造１４０１に受
け取られるよう接続される。ＦＩＦＯ構造１４０１は、
その符号化データを復号器１４０２へ供給するよう接続
されている。復号器１４０２はメモリ１４０３とコンテ
キストモデル１４０４に接続されている。コンテキスト
モデル１４０４はメモリ１４０３にも接続されている。
コンテキストモデル１４０４の一方の出力が復号データ
１４１１である。
【０１６６】復号システム１４００において、ＦＩＦＯ
構造１４０１に入力した符号化データ１４１０は、順序
付けされかつインターリーブされている。ＦＩＦＯ構造
１４０１はデータを適切な順番に記憶する。このストリ
ームは復号器１４０２に渡される。復号器１４０２は、
これらストリームのデータを、シリアルかつ一意に決ま
る順序で必要とする。復号器１４０２が符号化データを
必要とする順序は、単純ではないが、ランダムではな
い。復号装置ではなく符号化装置において符号語をこの
順序に順序付けすることにより、符号化データを単一ス
トリームへインターリーブすることができる。他の実施
例では、符号化データ１４１０はインターリーブされて
いないデータの単一ストリームとされるかもしれない、
そして各コンテキストビン、各コンテキストクラスまた
は各確率クラスのためのデータがデータストリームに付
加される。この場合、符号化データを適切に分割できる
ようにするため、ＦＩＦＯ構造１４１０は符号化データ
全部を受け取った後に復号器へ送る記憶領域に置き換え
られる。
【０１６７】符号化データ１４１０がＦＩＦＯ構造１４
０１に受け取られると、コンテキストモデル１４０４は
現在のコンテキストビンを決定する。一実施例では、コ
ンテキストモデル１４０４は前の画素及び／又はビット
に基づいて現在のコンテキストビンを決定する。図示さ
れていないが、コンテキストモデル１４０４のためにラ
インバッファが設けられているであろう。このラインバ
ッファは、コンテキストモデル１４０４が現在コンテキ
ストビンを決定するために必要なデータすなわちテンプ
レート（template）を提供する。例えば、コンテキスト
が現在画素の近傍の画素値をベースにしている場合、特
定のコンテキストを得るために用いられる、それらの近
傍画素の画素値を記憶するためにラインバッファが利用
されであろう。
【０１６８】そのコンテキストビンに応じて、復号シス
テム１４００はメモリ１４０３より現在コンテキストビ
ンのための復号器状態を取り出す。一実施例では、復号
器状態は、確率予測モジュール（ＰＥＭ）状態及びビッ
トジェネレータ状態を含む。ＰＥＭ状態は、新たな符号
語を復号するために使用すべき符号を決定する。ビット
ジェネレータ状態は、現在のラン中のビットの記録を保
存する。復号器状態は、コンテキストモデル１４０４に
よって与えられるアドレスに応じて、メモリ１４０３よ
り復号器１４０２へ提供される。このアドレスは、コン
テキストビンに対応した情報を格納しているメモリ１４
０３のロケーションをアクセスする。
【０１６９】現在のコンテキストビンのための復号器状
態がメモリ１４０３より取り出されると、復号システム
１４００は次の未圧縮ビットを決め、復号器状態を処理
する。次に復号器１４０２は、必要ならば新しい符号語
を復号し、かつ／又はランカウントを更新する。ＰＥＭ
状態が、必要ならば、ビットジェネレータ状態と同様、
更新される。そして、復号器１４０２は新しい復号器状
態をメモリ１４０３に書き込む。
【０１７０】図１８は、本発明の復号器の一実施例を示
す。図１８において、復号器１４３０はシフト論理１４
３１、ビット生成論理１４３２、”新ｋ”論理１４３
３、ＰＥＭ更新論理１４３４、新符号語論理１４３５、
ＰＥＭ状態−符号論理１４３６、符号−マスク論理１４
３７、符号−最大ＲＬ／マスク／Ｒ３スプリット展開論
理１４３８、復号論理１４３９、マルチプレクサ１４４
０、ランカウント更新論理１４４１からなる。シフト論
理１４３１は、符号化データ入力１４４３並びに状態入
力（メモリからの）を受け取るよう接続されている。シ
フト論理１４３１の出力はビット生成論理１４３２、”
新ｋ”論理１４３３及びＰＥＭ更新論理ｌ４３４に入力
として接続されている。ビット生成論理１４３２はま
た、状態入力１４４２を受け取るように接続されてお
り、コンテキストモデルに対する復号データ出力を発生
する。新ｋ論理１４３３が発生する出力は、符号−マス
ク論理１４３７の入力に接続される。ＰＥＭ更新論理１
４３４は、状態入力１４４２にも接続され、（メモリに
対する）状態出力を発生する。状態入力１４４２は、新
符号語論理１４３５及びＰＥＭ状態−符号論理１４３６
の入力にも接続されている。ＰＥＭ状態−符号論理１４
３６の出力は展開論理１４３８に受け取られるように接
続されてる。展開論理１４３８の出力は復号論理１４３
９及ランカウント更新論理１４４１に接続されている。
復号論理１４３９のもう１つの入力は符号−マスク論理
１４３７の出力と接続されている。復号論理１４３９の
出力はＭＵＸ１３３０の一方の入力に接続されている。
ＭＵＸ１４４０の他方の入力は状態入力１４４２に接続
されている。ＭＵＸ１４４０の選択入力は新符号語論理
１４３５の出力と接続されている。ＭＵＸ１４４０及び
展開論理１４３８の出力は、符号−マスク論理１４３７
の出力とともに、ランカウント更新論理１４４１の２つ
の入力に接続されている。ランカウント更新論理１４４
１の出力は、メモリへの状態出力に含まれる。
【０１７１】シフト論理１４３１は符号化データストリ
ームよりデータをシフトインする。入力した符号化デー
タに基づき、ビット生成論理１４３２は復号データを生
成しコンテキストモデルへ送る。新ｋ論理１４３３もシ
フトインデータ及び状態入力を使って新ｋ値を発生す
る。一実施例では、新ｋ論理１４３３は、新ｋ値を発生
するためにＰＥＭ状態と符号化データの最初のビットを
使う。この新ｋ値に基づいて、符号−マスク論理１４３
７は次の符号語のためのＲＬＺマスクを生成する。この
次の符号語用のＲＬＺマスクは、復号論理７０９へ送ら
れ、ついでランカウント更新論理１４４１へ送られる。
【０１７２】ＰＥＭ更新論理１４３４はＰＥＭ状態を更
新する。一実施例では、ＰＥＭ状態は現在の状態を利用
して更新される。更新後の状態はメモリへ送られる。新
符号語論理１４３４は、新しい符号語が必要とされてい
るか判定する。ＰＥＭ状態−符号論理１４３６は、状態
入力１４４２を利用し復号のための符号を決定する。こ
の符号は、最大ラン長、現在マスク及びＲ３スプリット
（split）値の生成のための展開論理１４３８の入力へ
送られる。復号論理１４３９は、符号語を復号してラン
カウント出力を出す。ＭＵＸ１４４０は、復号論理１４
３９の出力または状態入力１４４２を選択してランカウ
ント更新論理１４４１へ送る。ランカウント更新論理１
４４１はランカウントを更新する。
【０１７３】復号器１４３０を含む本発明の復号システ
ム１４００は、パイプライン方式で動作する。一実施例
では、本発明の復号システム１４００は、コンテキスト
ビンの決定、確率の予測、符号語の復号、ランカウント
に基づいたビット生成を全てパイプライン方式で行な
う。復号システムのパイプライン構造の一実施例を図２
０に示す。図２０において、本発明のパイプライン化復
号プロセスは１番から６番までの６ステージで表わされ
ている。
【０１７４】第１ステージにおいて現在のコンテキスト
ビンが決定される（１５０１）。第２ステージにおい
て、コンテキストビン決定後に、メモリ読み出しが発生
し（１５０２）、コンテキストビンのための現在の復号
器状態がメモリより取り出される。前述のように復号器
状態はＥＭＳ状態とビットジェネレータ状態を含む。
【０１７５】本発明のパイプライン化復号プロセスの第
３ステージにおいて、１つの伸長（decompressed）ビッ
トが生成される（１５０３）。これにより、コンテキス
トビンがビットを利用可能できるようなる。第３ステー
ジ内で２つの異なった動作が行なわれる。ＰＥＭ状態が
ある符号種類へ変換され（１５０４）、また、新しい符
号語を復号しなければならないかの判定が行なわれる
（１５０５）。
【０１７６】第４ステージの期間に、復号システムは１
つの符号語を処理し、かつ／またはランカウントを更新
する（１５０６）。符号語の処理及びランカウントの更
新には、いくつかの副動作が含まれる。例えば、符号語
が復号されて次のランカウントを決定し、あるいは、現
在符号語につきランカウントが更新される（１５０
６）。新しい符号語を復号する時に、必要ならば、さら
に符号化データが入力ＦＩＦＯより取り出される。第４
ステージで発生するもう一つの副動作は、ＰＥＭ状態の
更新である（１５０７）。最後に、復号パイプラインの
第５ステージにおいて、現在の符号語のためのランカウ
ントが０のときには、新ＰＥＭ状態を用いて次の符号が
どのようなラン長０符号語（後述）であるか判定する
（１５０８）。本発明の復号パイプラインの第５ステー
ジ中に、ＰＥＭ状態の更新された復号器状態がメモリに
書き込まれ（１５０９）、そして次の符号語のためのシ
フト動作が始まる（１５１０）。第６ステージにおい
て、次の符号語へのシフト動作が完了する（１５１
０）。
【０１７７】本発明のパイプライン化復号動作は、実際
には、復号プロセスを開始するか否かの判定からスター
トする。この判定は、本発明の復号器に提供するに十分
なデータがあるか否かに基づいてなされる。ＦＩＦＯに
十分なデータを得られないと、復号システムは停止して
しまう。別のケースとしては、復号器の出力データ全部
を、その出力中に受け取ることが不可能な周辺機器へ復
号データを出力している時に、復号システムが止まって
しまうかもしれない。例えば、復号器がビデオディスプ
レイインターフェイスとそれに関係したビデオ回路へ出
力を出している時に、そのビデオが遅過ぎると、復号器
はビデオが追い付けるよう停止する必要がある。
【０１７８】復号プロセスを開始すると判定されると、
現在コンテキストビンがコンテキストモデルにより決定
される。本発明においては、この現在コンテキストビン
は前データを調べることにより決定される。この前デー
タは、ランバッファに格納されているかもしれない、ま
た現在ライン及び／又は前ラインのデータからなるかも
しれない。前データに関するテンプレートを使い、現在
データに対するコンテキストビンが、調べている前デー
タと該テンプレートとが一致するか否かに応じて選択さ
れるように、ラインバッファ（複数）から出るビットが
設計されるかもしれない。これらのラインバッファはビ
ットシフトレジスタを含むかもしれない。ｎビット画像
の各ビットプレーン毎に１つのテンプレートが用いられ
るかもしれない。
【０１７９】一実施例では、コンテキストビンは、次の
パイプラインステージ中に、あるアドレスをメモリへ出
力することにより選択される。このアドレスは、ビット
プレーンを区別するための所定数のビット、例えば３ビ
ットを含むかもしれない。これら３ビットを使って、画
素データのビット位置が識別されるかもしれない。コン
テキストを決定するために用いられるテンプレートも、
そのアドレスの一部として表現されるかもしれない。ビ
ットプレーンを識別するためのビットとテンプレートを
表現するためのビットが組み合わされて、それらビット
で定義されるコンテキストビンの状態情報を格納してい
るメモリの特定ロケーションのアドレスが作られるかも
しれない。例えば、ある特定の画素位置のビット位置を
決定するための３ビットと、テンプレート中の前画素そ
れぞれの同位置の前１０ビットを用いて、１３ビットの
アドレスが生成されるかもしれない。
【０１８０】コンテキストモデルにより生成された該ア
ドレスを使い、メモリ（例えばＲＡＭ）がアクセスされ
状態情報が得られる。この状態はＰＥＭ状態を含む。Ｐ
ＥＭ状態は現在の確率予測値を含む。２つ以上の状態で
同じ符号を使うため、ＰＥＭ状態は、確率クラスや符号
の指定を含まず、図８に示したようなテーブルへのイン
デックスを含む。また、図８に示したようなテーブルを
用いる場合、ＰＥＭ状態は、現在のＰＥＭ状態がテーブ
ルの正側にあるか負側にあるかを識別する手段として、
最高確率シンボル（ＭＰＳ）も提供する。ビット生成状
態は、カウント値と、ＬＰＳの有無の表示を含むかもし
れない。一実施例では、現在のランに対するＭＰＳ値も
次の符号語の復号のために含まれる。本発明では、ラン
カウンタのために必要なメモリスペースを減らすため、
ビット生成状態はメモリに格納される。システムにおけ
る各コンテキストのカウンタ用スペースのコストが低い
ならば、ビット生成状態をメモリに格納する必要はな
い。
【０１８１】第４ステージが終了すると、新しいビット
生成状態及びＰＥＭ状態がメモリに書き込まれる。ま
た、第５ステージにおいて、符号化データストリームが
次符語までシフトされる。このシフト操作は第６ステー
ジで完了する。
【０１８２】図１９は本発明のＦＩＦＯ構造１４０１の
一実施例のブロック図であり、復号器が２個の場合のイ
ンターリーブド語のバッファリングを示している。な
お、復号器の数がいくつであっても、本発明の教えるこ
とによりサポートできる。図示のように、入力データ及
びＦＩＦＯは２つのインターリーブド語を保持できる幅
である。ＦＩＦＯ構造１４０１は、ＦＩＦＯ１４６０、
レジスタ１４６１，１４６２、ＭＵＸ１４６３，１４６
４及び制御ブロック１４６５からなる。２つの入力符号
語が、入力インターリーブド語として接続される。ＦＩ
ＦＯ１４６０の出力はレジスタ１４６１，１４６２の入
力に接続される。ＭＵＸ１４６３の入力はレジスタ１４
６１，１４６２の出力に接続される。制御ブロック１４
６５は、ＦＩＦＯ１４６０、レジスタ１４６１，１４６
２及びＭＵＸ１４６３，１４６４に制御信号を供給する
ように接続されている。２つの復号器へ供給される出力
データ（出力データ１，２）はインターリーブド語であ
る。各復号器は要求信号を使って、現在の語が使用済み
であり新たな語が次に必要であることを指示する。この
復号器からの要求信号は制御ブロック１４６５の入力に
接続される。制御ブロック１４６５も、メモリから次の
データを要求するためにＦＩＦＯ要求信号を出力する。
【０１８３】最初に、ＦＩＦＯ１４６０及びレジスタ１
４６１，１４６２にデータが満たされ、また、制御ブロ
ック１４６５内の有効フリップフロップがセットされ
る。要求が生じる度に、制御ブロック１４６５は図６４
のテーブル１６に示された論理に従ってデータを供給す
る。
【０１８４】図２１は、本発明の復号器の別の概念図を
示す。図２１において、可変長（符号化）データが復号
器に入力される。復号器は固定長（復号）データを出力
する。この出力はまた遅延フィードバックとして戻さ
れ、復号器に入力として受け取られる。本発明の復号器
において、復号に使われる可変長シフトは、いくらか遅
延して得られる復号データに基づいている。このフィー
ドバックの遅延は、遅延許容型（delay-tolerant）の復
号器においてはスループットを低下させない。
【０１８５】入力した可変長データは、図７に関連して
述べたような固定長インターリーブド語に分割される。
復号器は固定長語を後に図２２で述べるように扱う。こ
の復号器と遅延の組合せで、図２０及び図３９に関連し
て述べたようなパイプライン化復号器、あるいは図２乃
至図５に関連して説明したような複数の並列復号器をモ
デル化する。このように、本発明は遅延許容型復号器を
提供する。本発明の遅延許容型復号器は可変長データの
並列処理が可能である。
【０１８６】従来の復号器（例えばハフマン復号器）は
遅延許容型ではない。前の符号語全ての復号により決定
された情報が、次の符号語の復号に要する可変長シフト
を行なうために必要とされる。他方、本発明は遅延許容
型復号器を提供する。
【０１８７】＜復号システムにおけるシフト操作＞本発
明の復号器は、インターリーブド語を復号するために適
切なビットジェネレータへシフトするシフト論理を備え
る。本発明のシフタ（シフト論理）は、いかなる種類
の”コンテキスト別”または”確率別”の並列化（para
llelism）も必要としない。符号語Ｍをストリーム Ｍ m
od Ｎ （Ｃ言語ではＭ％Ｎ）に割り当てる符号化器を想
定しよう（Ｎはストリーム数）。本発明においては、現
在ストリームの符号化データが、符号語を要求されるま
で与えられる。その時にはじめて、データが次のストリ
ームへ切り替えられる。
【０１８８】図２２は本発明の復号器用のシフタの一実
施例を示す。シフタ１６００は、４本のデータストリー
ム用に設計されている。これは、各シフト操作に４クロ
ックサイクル充てる。インターリーブド語は１６ビット
で、最長符号語は１３ビットである。図２２において、
シフタ１６００はインターリーブド符号化データからの
入力を受け取るよう接続された４個のレジスタ１６０１
〜１６０４を有する。レジスタ１６０１〜１６０４のそ
れぞれの出力はＭＵＸ１６０５に入力として接続されて
いる。ＭＵＸ１６０５の出力はバレル（barrel）シフタ
１６０６の入力に接続されている。バレルシフタ１６０
６の出力は、レジスタ１６０７、ＭＵＸ及びレジスタ１
６０８〜１６１０、並びにサイズ（size）ユニット１６
１１の入力に接続されている。サイズユニット１６１１
の出力はアキュムレータ１６１２に接続されている。ア
キュムレータ１６１２の出力はバレルシフタ１６０６へ
フィードバックされる。レジスタ１６０７の出力はＭＵ
Ｘ及びレジスタ１６０８に１つの入力として接続されて
いる。ＭＵＸ及びレジスタ１６０８の出力はＭＵＸ及び
レジスタ１６０９に１つの入力として接続されている。
ＭＵＸ及びレジスタ１６０９の出力はＭＵＸ及びレジス
タ１６１０に１つの入力として接続されている。ＭＵＸ
及びレジスタ１６１０の出力が整列後の（aligned）符
号化データである。一実施例では、レジスタ１６０１〜
１６０４は１６ビットのレジスタであり、バレルシフタ
１６０６は３２ビット−１３ビットのバレルシフタであ
り、また、アキュムレータ１６１２は４ビットのアキュ
ムレータである。
【０１８９】レジスタ１６０１〜１６０４は、ＦＩＦＯ
より１６ビット語を受け取り、それらをバレルシフタ１
６０６へ入力する。少なくとも３２ビットの未復号デー
タが常にバレルシフタ１６０６に与えられる。４つのレ
ジスタ１６０１〜１６０４は、初めに、１６ビット語、
２語の符号化データを初期設定される。これにより、各
ストリーム毎に少なくとも１つの新しい符号語を常に利
用可能となる。
【０１９０】Ｒ−符号の場合、符号語サイズユニット１
６１１は”０”符号語または”１Ｎ”符号語があるか判
定し、それが”１Ｎ”符号語であるならば、”１”より
何ビットだけ後が現在の符号語の部分であるか判定す
る。同じ機能を提供するサイズユニットを、図１５に関
連して述べた。他の符号の場合の符号語サイズの判定
は、従来より周知である。
【０１９１】シフタ１６００は、４個のレジスタ１６０
６〜１６１０からなるＦＩＦＯを有し、これらレジスタ
中の３個１６０８〜１６１０は入力が多重化（multiple
xed）されている。レジスタ１６０７〜１６１０の各レ
ジスタは少なくとも１つの符号語を保持するので、これ
らレジスタ及びマルチプレクサの幅は、最長の符号語に
対応する１３ビットである。各レジスタ１６０７〜１６
１０はまた、関連した１つの制御フリップフロップ（煩
雑にしないために図示されていない）を持っている。こ
の制御フリップフロップは、レジスタが符号語を保持し
ているか、あるいはバレルシフタ１６０６が符号語を提
供するのを待っているかを表示する。
【０１９２】このＦＩＦＯは空になることはない。１ク
ロックサイクルにつき扱うことができるのは１符号語だ
けであり、また、１クロックサイクルにつき１符号語を
シフトできる。システムは４符号語先にスタートするの
で、シフト操作による遅延は補償される。各符号語がシ
フトされて整列後（aligned）符号化データ出力となる
につれて、レジスタ１６０７〜１６１０内の他の符号語
が下側へシフトされる。ＦＩＦＯに残っている符号語が
レジスタ１６１０に格納される時に、バレルシフタ１６
０６はレジスタ１６０７〜１６０９を満たすためＭＵＸ
１６０５を介しレジスタ１６０１〜１６０４より符号語
を読み出す。なお、ＦＩＦＯは、レジスタ１６０７の符
号語がレジスタ１６０８へシフトされるとすぐにレジス
タ１６０７にデータにデータを補充するように設計され
てもよい。
【０１９３】バレルシフタ１６０６、符号語サイズユニ
ット１６１１及びアキュムレータ１６１２は、可変長シ
フトの処理をする。アキュムレータ１６１２は、各デー
タストリーム毎に現在符号語の整列されたものを保持す
るレジスタを、各データストリーム用に１個、計４個有
する。アキュムレータ１６１２は４ビットのアキュムレ
ータで、バレルシフタ１６０６の制御に利用される。ア
キュムレータ１６１２の値は、符号語サイズユニット１
６１１からの入力値だけ増加する。アキュムレータ１６
１２がオーバーフローした時に（例えば、シフトカウン
トが６以上になる都度）、レジスタ１６０１〜１６０４
はクロックされてシフトする。１６ビットシフトする毎
に、ＦＩＦＯから新しい３２ビット語が要求される。ア
キュムレータ１６１１の入力は符号語のサイズであり、
これは現在の符号及び現在の符号語の最初の１または２
ビットによって決まる。なお、実施例によっては、レジ
スタ１６０１〜１６０４が符号化データを初期設定され
てからでないと復号動作を開始できない。
【０１９４】システムにより符号語を要求された時に、
ＦＩＦＯ内のレジスタがクロックされ、符号語が出力へ
送られる。バレルシフタ１６０６が新しい符号語を送出
できる時に、その符号語はＦＩＦＯ内の初めの空きレジ
スタへ入力される。
【０１９５】この実施例では、ストリームの切り替えが
決定される前に、ビットジェネレータから次符号語信号
を受け取る。
【０１９６】このビットジェネレータからの次符号語信
号が、ストリーム切り替えの決定前に受領されることを
保証できないときには、図２３に示すようなルックアヘ
ッド（look ahead）システムを利用できる。図２３にお
いて、ルックアヘッドを利用するシフタ１６２０がブロ
ック図として示されている。シフタ１６２０は、現在の
符号化データと次の符号化データの出力を出すシフタ１
６００を有する。現在の符号化データは符号語前処理論
理ユニット１６２１の入力及び符号語処理論理ユニット
１６２４の入力に接続される。次の符号化データは符号
語前処理論理ユニット１６２２の入力に接続される。両
方の前処理論理ユニット１６２１，１６２２の出力はＭ
ＵＸ１６２３の入力に接続される。ＭＵＸ１６２３の出
力は符号語処理論理ユニット１６２４のもう１つの入力
に接続される。
【０１９７】符号語を扱う論理は２つの部分、すなわち
符号語前処理論理と符号語処理論理とに分けられてい
る。２つの同一のパイプライン化前処理ユニット１６２
１，１６２２が動作した後にインターリーブドストリー
ムがシフト可能になる。ストリームがスイッチされてい
ると前処理ユニット１６２１，１６２２の一方が適切な
情報を発生し、ストリームがスイッチされていなければ
他方が情報を発生する。ストリームがスイッチされる時
に、適切な符号語前処理の出力がＭＵＸ１６２３により
符号語処理論理１６２４へ送られ、符号語処理論理１６
２４は適切な符号語をもって動作を完了する。
【０１９８】＜オフチップのメモリとコンテキストモデ
ル＞一実施例では、外部メモリまたは外部コンテキスト
モデルのために複数のチップを使用するのが望ましいか
もしれない。このような実施例では、複数の集積回路が
使われる場合、ビットを生成してから、そのビットをコ
ンテキストモデルが利用できるようになるまでの遅延を
減少させることが望ましい。
【０１９９】図２４は、外部コンテキストモデルチップ
１７０１と、コンテキスト毎にメモリを持つ復号器チッ
プ１７０２を有するシステムの一実施例のブロック図を
示す。なお、コンテキストモデルに関連した復号器チッ
プ内のユニットだけが示されている。すなわち、復号器
チップ１７０２がビット生成、確率予測等々を含んでい
ることは当業者には明白である。図２４において、復号
器チップ１７０２は、０次コンテキストモデル１７０
３、コンテキストモデル１７０４，１７０５、選択論理
１７０６、メモリコントロール１７０７及びメモリ１７
０８を含む。０次コンテキストモデル１７０３とコンテ
キストモデル１７０４，１７０５の発生する出力は選択
論理１７０６の入力に接続される。選択論理１７０６の
もう１つの入力は、外部コンテキストモデルチップ１７
０１の出力と接続される。選択論理１７０６の出力はメ
モリ１７０８の１つの入力に接続される。メモリ１７０
８のもう１つの入力には、メモリコントロール１７０８
の出力が接続される。
【０２００】選択論理１７０６は、１つの外部コンテキ
ストモデルか１つの内部コンテキストモデル（例えば、
０次コンテキストモデル１７０３、コンテキストモデル
１７０４、コンテキストモデル１７０５）の使用を許可
する。選択論理１７０６は、外部コンテキストモデルチ
ップ１７０１の使用時に内部の０次コンテキストモデル
１７０３の使用を許す。０次コンテキストモデル１７０
３が１ビットまたはそれ以上のビットを提供し、一方、
外部コンテキストモデルチップ１７０１が、その残りの
ビットを提供する。例えば、すぐ前のビットはフィード
バックされて０次コンテキストモデル１７０３より取り
出されるであろう、一方それより前のビットは外部コン
テキストモデルチップ１７０１による。このように、時
間的に厳しい情報はチップ上に留まる。これは、生成さ
れて間もないビットについて、オフチップによる通信遅
延を排除する。
【０２０１】図２５は、外部コンテキストモデルチップ
１８０１、外部メモリ１８０３及び復号器チップ１８０
２を有するシステムのブロック図である。図２５におい
て、一部のメモリアドレス線は外部コンテキストモデル
チップ１８０１に駆動され、残りのメモリアドレス線は
復号器チップ１８０２内の”０次”コンテキストモデル
により駆動される。すなわち、すぐ前の復号サイクルか
らのコンテキストは０次コンテキストモデルにより駆動
される。これは、復号器チップが直ぐ前の復号サイクル
からのコンテキスト情報を最小の通信遅延で提供できる
ようにする。コンテキストモデルチップ１８０１は、そ
れより前に復号されたビットだけを使い、そのコンテキ
スト情報の残余部分より先に進むので、通信遅延が許さ
れる。多くの場合、直ぐ前の復号サイクルからのコンテ
キスト情報は０次マルコフ状態であり、それより前から
のコンテキスト情報はより高次のマルコフ状態である。
図２５に示した実施例は、外部コンテキストモデルチッ
プ１８０１内で０次モデルを実現する場合に避けられな
い通信遅延を排除する。しかし、それでもなお、復号器
チップ１８０２及びメモリ１８０３に起因した、生成ビ
ットに対するコンテキストビン決定の遅延はあるであろ
う。
【０２０２】なお、他のメモリアーキテクチャを利用し
てもよい。例えば、コンテキストモデルとメモリが１つ
のチップ上にあり、復号器が別チップ上にあるシステム
を採用してもよい。また、あるシステムは、一部のコン
テキスト用に使用される内部メモリを有する復号器チッ
プと、その他のコンテキスト用の外部メモリを含むかも
しれない。
【０２０３】＜メモリを利用するビットジェネレータ＞
図２６は、メモリを利用するパイプライン化ビットジェ
ネレータを持つ復号器を示す。図２６において、復号器
１９００はコンテキストモデル１９０１、メモリ１９０
２、ＰＥＭ状態−符号ブロック１９０３、パイプライン
化ビットジェネレータ１９０５、メモリ１８０４及びシ
フタ１９０６からなる。コンテキストモデル１９０１の
入力は、パイプライン化ビットストリームジェネレータ
１９０５からの復号データである。シフタ１９０６の入
力は符号化データを受け取るように接続される。コンテ
キストモデル１９０１の出力はメモリ１９０２の入力に
接続される。メモリ１９０２の出力はＰＥＭ状態−符号
ブロック１９０３に接続される。ＰＥＭ状態−符号ブロ
ック１９０３の出力と、シフタ１９０６の整列後符号化
データ出力はビットジェネレータ１９０５の入力に接続
される。メモリ１９０４も、双方向バスによってビット
ジェネレータ１９０５に接続される。ビットジェネレー
タ１９０５の出力が復号データである。
【０２０４】コンテキストモデル１９０１は、その入力
の符号化データに応じて１つのコンテキストビンを出力
する。このコンテキストビンをアドレスとしてメモリ１
９０２がアクセスされ、１つの確率状態が得られる。こ
の確率状態がＰＥＭ状態−符号モジュール１９０３に受
け取られ、ＰＥＭ状態−符号モジュール１９０３は、そ
の確率状態に応じた確率クラスを生成する。この確率ク
ラスをアドレスとしてメモリ１９０４がアクセスされ、
ランカウントが得られる。このランカウントがビットジ
ェネレータ１９０５に受け取られて復号データが生成さ
れる。
【０２０５】一実施例では、メモリ１９０２は１０２４
×７ビットのメモリからなり（１０２４は異なったコン
テキストの数である）、メモリ１９０４は２５×１４ビ
ットのメモリからなる（２５は異なったランカウントの
数である）。
【０２０６】ビットジェネレータ状態（ランカウント等
々）は確率クラスと関連付けられ、コンテキストビンと
は関連付けられないので、コンテキストモデルがビット
を利用できるようになるまでに、さらにパイプライン遅
延がある。ビットジェネレータ状態の更新に複数クロッ
クサイクル（ビットジェネレータ状態メモリ再訪（revi
sit）遅延）かかるため、各確率クラスのために複数の
ビットジェネレータ状態が用いられるであろう。例え
ば、パイプラインが６クロックサイクルならば、ビット
ジェネレータメモリは１確率クラスあたり６エントリー
有するであろう。その適切なメモリロケーションを選択
するためにカウンタが用いられる。１確率クラスあたり
複数エントリーを持つ場合でも、このメモリのサイズは
普通、コンテキスト数より小さいであろう。このメモリ
は、複数バンクのＳＲＡＭまたはマルチポートのレジス
タファイルで実現してよい。
【０２０７】１つのランカウントが複数のコンテキスト
に関連するかもしれないので、ある実施例では、１つま
たは２つ以上のコンテキストの確率予測状態をアップグ
レードしなければならない。一実施例では、ランを終了
させるコンテキストのＰＥＭ状態が更新される。
【０２０８】ランカウントを読み出し、修正して書き込
んだ後でなければ、それを再び読み出すことができない
のではなく、ランカウントを、その修正が完了するとす
ぐに再び利用することができる。
【０２０９】図３９は、本発明の一実施例における復号
動作のタイミング図を示す。図３９には、３サイクルの
復号動作が表わされている。信号名はタイミング図の左
側に並べられている。信号があるサイクル期間有効であ
ることは、そのサイクル（またはその一部）期間にバー
をつけることによって示されている。場合によっては、
有効な信号の発生または供給を担うユニットまたは論理
が、その有効な信号の近傍に、点線で囲んで示されてい
る。時には、本明細書に開示した特定のエレメント及び
ユニットの例も提示される。なお、信号の一部が次のサ
イクルまで延びていることがあるが、これは、その別サ
イクル内へ延びているように表わされた期間の間だけ、
その信号が有効であることを意味する。また、ある信号
は、１サイクルより長い期間にわたって途切れ途切れに
有効であるかのように表わされている。そのような信号
の一例がテンポラリーランカウント（temp runcount）
信号であり、これは第２サイクルの最後の１時点で有効
であり、そしてまた、第３サイクルの間じゅう有効であ
る。これは、この信号がそのサイクルの終わりに単にレ
ジスタに保持されたことを示している。同クロックサイ
クルまたは前クロックサイクルから現時点まで信号が有
効と規定されている依存関係を明らかにする、依存関係
リストも図６５のテーブル１７に示されている。
【０２１０】＜暗黙合図法＞ある実施例においては、復
号器は符号化器の有限の並べ替えバッファを模擬しなけ
ればならない。一実施例ではこの模擬は暗黙合図法（im
plicit signaling）によってなされる。
【０２１１】符号化器に関して前に述べたように、符号
化器において１つの符号語が始まる時に、適当なバッフ
ァ内に、チャネルへ符号語が出力される順番に、その符
号語のためのスペースが確保される。あるバッファの最
後のスペースが新しい符号語のために確保されると、い
くつかの符号語が、完全に確定していようといまいと、
圧縮ビットストリームに出される。
【０２１２】不完全な符号語を完成させなければならな
い時には、それまでに受け取ったシンボルを正しく表わ
す、短い符号語を用いてよい。例えば、Ｒ−符号システ
ムの場合、１２８という最長ランレングスの１つのラン
符号中の連続した１００個のＭＰＳに対する符号語を本
来より早く完成させる必要があるときには、１２８個の
ＭＰＳに対する符号語を用いてよい。その符号語は、初
めの１００個のＭＰＳを正しく表わしているからであ
る。
【０２１３】あるいは、後に１個のＬＰＳが続く１００
個のＭＰＳを表わす符号語を用いてよい。この符号語が
完成した時に、それを並べ替えバッファから取り除き符
号ストリームへ追加してよい。こうすることで、前に完
成された符号語を符号ストリームへ出力できるようにも
なる。１つの不完全な符号語を強制的に完成させること
で満杯のバッファから１つの符号語が取り除かれるなら
ば、符号化を続けることができる。１つのバッファが依
然として満杯のときには、次の符号語を再び完成させて
符号ストリームに追加しなければならない。このプロセ
スは、満杯であったバッファが満杯でなくなるまで続
く。復号器は、各ビットジェネレータ状態情報メモリロ
ケーション毎に１つのカウンタを使用する暗黙合図法に
合わせて符号化器を模擬してよい。
【０２１４】一実施例では、各ランカウンタ（本例では
各確率クラス）は、符号化器内のヘッドカウンタまたは
テールカウンタと同じサイズ（例えば６ビット）のカウ
ンタを有する。新たなランが開始される（新たな符号語
が取り出される）たびに、対応するカウンタに符号語メ
モリのサイズがロードされる。１つのランが開始される
（１つの符号語が取り出される）たびに、全てのカウン
タがデクリメントされる。いずれかのカウンタが０にな
ることにより、対応したランカウントがクリアされる
（そしてＬＰＳ有（present）フラグがクリアされ
る）。
【０２１５】＜有限メモリ用合図法のオプション＞本発
明のリアルタイム復号によれば、復号器は、ＬＰＳが後
に続かず、かつ、最大ランレングスでないＭＰＳのラン
を処理する必要がある。このようなことが起きるのは、
符号化器がＭＰＳのランを開始したが、有限の並べ替え
メモリが足りないために、そのランが完了するまで待て
ない時である。この状況は、次にこのコンテキストビン
が使われる時に新たな符号語が復号されることを要求す
るので、この状況は復号器に知らされなければならな
い。復号器を修正する３つのやり方について以下に述べ
る。
【０２１６】バッファが満杯の時に、強制的に出される
コンテキストビンまたは確率クラスのランカウントは、
リセットされねばならない。これを効率的に実現するた
めには、そのコンテキストビンまたは確率クラスを符号
語メモリに格納することが有効である。これが必要とな
るのは、まだ関係付けられた符号語を持たないランに対
してだけであるので、符号語の格納に使われるメモリは
共用可能である。なお、あるシステムでは、バッファが
満杯の時に、不完全な符号語を強制的に出すかわりに、
バッファにある未決状態の符号語のコンテキスト／確率
クラスにビットを押し込むことができる。復号器は、こ
れを検出して対応した（間違った）コンテキストビンま
たは確率クラスを扱う。
【０２１７】ストリーム内合図法（instream signalin
g）は、復号器への合図のために符号語を使う。一実施
例では、Ｒ2(k)、Ｒ3(k)符号の定義は、後にＬＰＳが来
ない、最大長でないＭＰＳのランを含むように変更され
る。これは、最低確率で発生する符号語に１ビットを追
加することにより実現できる。これは、非最大長のラン
カウントのために一義的に復号可能なプリフィックス
（prefix）を与える。図６６のテーブル１８はストリー
ム内合図法が可能なＲ2(2)符号の置き換えを示す。この
方法の欠点は、Ｒ−符号復号論理を変更しなければなら
ないことと、最低確率の符号語が発生するたびに圧縮コ
ストがかかることである。
【０２１８】ある実施例では、復号器はタイムスタンプ
を使って暗黙合図法を行なう。１つの符号語が要求され
るたびにカウンタをインクリメントすることにより、現
在”時刻”を監視する。また、１つの符号語が始まるた
びに、現在”時刻”は、その符号語に関連したメモリに
セーブされる。１つの符号語が初めて使用された後は常
に、それに対応した記憶されている”時刻”値に符号化
器内の並べ替えバッファのサイズを足した値が、現在”
時刻”と比較される。現在”時刻”のほうが大きけれ
ば、暗黙の合図が出されることにより１つの新たな符号
が要求される。このようにして、符号化器内の限定され
た並べ替えメモリがシミュレートされた。一実施例で
は、全ての符号語を列挙できるよう”時刻”値のための
十分なビットが使われる。
【０２１９】必要メモリを少なくするため、タイムスタ
ンプ用のビット数は最小に押さえられる。タイムスタン
プが使用するビット数が少ないため時刻値が再使用され
る場合、カウンタが時刻の再使用を開始する前に古いタ
イムスタンプがすべて記録されるよう配慮しなければな
らない。キュー用アドレスビットとビットジェネレータ
状態メモリ用アドレスビットの中で大きいほうのビット
数を、Ｎとする。Ｎ＋１ビットのタイムスタンプを使用
できる。ビットジェネレータ状態メモリは多重アクセ
ス、恐らく復号された１ビットにつき２つの読み出しア
クセスと２つの書き込みアクセスをサポートしなければ
ならない。カウンタがビットジェネレータ状態メモリを
循環させるために用いられ、１ビット復号される毎に１
回インクリメントする。古すぎるメモリロケーション
は、将来使用される時に新たな符号語が取り出されるよ
うにクリアされる。これによって、タイム値が再使用さ
れる前に全てのタイムスタンプが確実にチェックされ
る。
【０２２０】ビットジェネレータ状態メモリがキューよ
り小さいときは、カウンティング（タイムスタンプカウ
ンタ）のレートと必要とされるメモリ帯域幅を削減でき
る。というのは、各タイムスタンプ（ビットジェネレー
タ状態メモリあたり１個）は、キュー全体を使用するの
に要するサイクル数毎に１回、チェックしなければなら
ないためである。また、タイムスタンプを別メモリに格
納すれば、必要なメモリ帯域幅が減るかもしれない。部
分ランのために”０”符号語を用いるシステムでは、”
１Ｎ”符号語に関してはタイムスタンプをチェックする
必要がない。部分ランのために”１Ｎ”符号語を用いる
システムでは、タイムスタンプをチェックしなければな
らないのはＬＰＳを生成する前だけである。
【０２２１】ある実施例では、復号期間に１つのキュー
を用いて暗黙合図法が実施される。この方法は、符号化
用ハードウエアを復号期間に利用できる半二重システム
において有効であろう。このキューの動作は符号化期間
と殆ど同じである。新たな符号語が要求された時に、そ
のインデックスがキューに入れられ、無効のマークが付
けられる。１つの符号語のデータが終わった時に、その
キューエントリーは有効のマークが付けられる。新たな
符号語のための空きを作るためキューからデータが取り
出される時に、そのデータに無効のマークが付けられて
いるならば、該当インデックスからのビットジェネレー
タ状態情報はクリアされる。このクリア動作のために
は、ビットジェネレータ状態メモリが余分な書き込み動
作をサポートできることが必要になるかもしれない。
【０２２２】一方、明示合図法（explicit signaling）
は、バッファのオーバーフローを圧縮データとして知ら
せる。１つの例は、補助的なコンテキストビンを持ち、
この補助的なコンテキストビンをそれぞれの標準コンテ
キストビンの復号毎に１回、あるいは復号された各符号
語毎に１回、使用する方法である。補助的なコンテキス
トビンより復号されるビットは、新たな符号語を必要と
する条件が発生し、新たな符号語を対応した標準コンテ
キストビンで復号しなければならないか指示する。この
場合、この特殊なコンテキストの符号語は適切に並べ替
えられなければならない。この補助的コンテキストを使
うことは利用は並べ替えユニットに分かっている１機能
であるので（普通、それは各符号語毎に１度使用され
る）、補助的コンテキストの並べ替えのために必要とさ
れるメモリは、暗黙的に限定もしくは模擬できる。ま
た、この補助的コンテキストに対し許容し得る符号も限
定できる。
【０２２３】暗黙合図法は、復号時に、新たな符号語を
復号しなければならないことを示す信号を生成するた
め、符号化器の限定されたバッファを模擬する。一実施
例では、各コンテキスト毎に１つのタイムスタンプが保
持される。一実施例では、符号化器の有限サイズの並べ
替えバッファが直接的に模擬される。半二重システムで
は、符号化器の並べ替え回路が復号期間に利用可能であ
るので、その並べ替え回路は復号器のためのその信号の
生成に利用されることになろう。
【０２２４】正確には、暗黙合図法を実現する方法は、
符号化器がバッファ満杯状態を認識し処理する具体的な
方法によって決まる。割り当ての固定した併合キューを
使うシステムの場合、複数のヘッドポインタを用いるこ
とにより、”バッファ満杯”の意味する内容を複数種類
選択できる。符号化器としての設計が与えられれば、適
切なモデルを設計できる。
【０２２５】符号化器の動作と、復号器に利用される、
固定ストリーム割り当てで確率別並列方式の併合キュー
用のモデルについて、以下に述べる。この例では、並べ
替えバッファが２５６個のロケーションを有し、４つの
インターリーブドストリームが用いられ、各インターリ
ーブド語が１６ビットであると仮定する。バッファに２
５６個のエントリーが入っている時には、１つのエント
リーをビットパックを行なう部分（例えばビットパック
ユニット）へ出力した後でないと、２５７番目の符号語
をキューに入れることができない。必要ならば、それよ
り前にエントリーを出してもよい。
【０２２６】あるシステムでは、最初のエントリーを取
り除くためには、１つのインターリーブド語全体を完成
するに足るビットを取り除く必要がある。したがって、
１ビットの符号語があり得るならば、１６ビットのイン
ターリーブド語の場合、符号語０を取り除くには、符号
語４，８，１２，...，５２，５６，６０をも取り除か
なければならないことになろう。これらのバッファエン
トリー全部が有効なエントリーを持つことを保証するた
め、メモリが満杯になるまで１つのエントリーを強制的
に押し込むことができるのは、新たな符号語が入れられ
るロケーションから１９２ロケーションはなれた、アド
レス６４においてである（２５６−１６×４＝１９
２）。
【０２２７】復号器には、各確率毎に１つのカウンタが
ある。ある符号語があるランを開始させるために使用さ
れる時に、そのカウンタは１９２をロードされる。１つ
の新たな符号語がどのような確率に使用される時でも常
に、全部のカウンタがデクリメントされる。どのカウン
タが０に達しても、該当確率のためのランレングスは０
に設定される（かつＬＰＳ有フラグはクリアされる）。
【０２２８】各符号化データストリーム毎に１バンクず
つ、複数のＲＡＭバンク（マルチポートのメモリ、高速
メモリを使ったシミュレーション、等々）を用いると好
都合であろう。こうすれば、全てのビットパックユニッ
トが同時にデータを受け取ることができるので、あるス
トリームのための複数の符号語の読み出しが他のストリ
ームによる読み出しの妨げにならない。
【０２２９】他のシステムにおいては、複数のビットパ
ックユニットが、符号語のバッファへの格納順序に基づ
き、１つのメモリに対して調停をしなければならない。
このようなシステムでは、バッファから１つのエントリ
ーを取り除いても１つのインターリーブド語を完成しな
いかもしれない。各ビットパックユニットは、通常、１
つのインターリーブド語の部分を順々に受け取る。各ビ
ットパックユニットは、最低でも最短符号語長（例えば
１ビット）に相当する数のビットを受け取り、最大でも
最長符号語長（例えば１３ビット）に相当する数のビッ
トを受け取る。インターリーブド語は、それらが完成す
るまで送出することはできず、また、初期化の順に送出
されねばならない。この例において、１つのビットパッ
クユニットが１３個のインターリーブド語をバッファし
なければならないであろう。この１３個とは、別のスト
リームが、最小長符号語を受け取りつつあるペンディン
グ中の１つのインターリーブド語を持っている時に、最
大長符号語で完成し得るインターリーブド語の最大数で
ある。
【０２３０】あらゆる符号語がメモリの２回の書き込み
と１回の読み出しを必要とするシステムは、２回の書き
込みと２回の読み出しを行なうシステムに比べ、ハード
ウエアで実現するためには望ましくないかもしれない。
もし、これが４ストリームの本例システムで要求される
ならば、ビットパックユニット１とビットパックユニッ
ト２が一方のメモリ読み出しサイクルを共有し、ビット
パックユニット１とビットパックユニット３が他方のメ
モリ読み出しサイクルを共有することになろう（あるい
は他の任意の組合せ）。これは必要なバッファサイズを
減少させないかもしれないが、ビットパックユニットへ
の転送レートを高めるであろう。これによって、ビット
パックユニットは符号化データチャネルの容量をより有
効に利用できるであろう。
【０２３１】＜メモリサイズが固定されたシステム＞１
確率クラスにつき複数のビットジェネレータ状態を持つ
システムの１つの利点は、固定サイズのメモリがオーバ
ーフローした時に損失性コーディングをサポートできる
ことである。このことは、フレームバッファに対する画
像圧縮や、それ以外のある決まった量のデータしか記憶
しない用途に有利であろう。
【０２３２】メモリが固定サイズのシステムでは、各確
率毎の複数のビットジェネレータ状態はそれぞれデータ
の一部に割り当てられる。例えば、８ビットデータの場
合、８状態中の各状態を１つの特定のビットプレーンに
割り当てることができよう。この場合にはまた、複数の
シフタが順々に次の符号語を提供するのではなく、デー
タの各部分に１つのシフタが割り当てられる。なお、デ
ータはビットプレーンに分割される必要はない。また、
符号化器においては、インターリービングは行なわれ
ず、データの各部分は単にビットパックされるだけであ
る。メモリはデータの各部分に割り当てられる。
【０２３３】全てのデータを固定サイズのメモリに格納
するシステム及び許容最大限の帯域幅を持つチャネルで
データを伝送するシステムのための、符号化データのメ
モリ管理方法について述べる。これらのシステムのどち
らでも、損失性システムへ緩やかに移行することが望ま
れる。十分な記憶スペースまたは帯域幅を利用できない
時に、重用度の低いデータを格納することができるか、
あるいは転送できないよう、異なった重用度のデータに
対して異なったデータストリームが使われる。
【０２３４】メモリを使う時に、重要なデータストリー
ムを復号する能力を損なわずに重用度の低いデータスト
リームを捨てることができるような符号化データのアク
セスが可能なように、符号化データを格納しなければな
らない。符号化データは可変長であるので、動的メモリ
割り当てを用いることができる。図３８は、３つの符号
化データストリームのための動的メモリ割り当ての一例
を示す。レジスタファイル３１００（または他の記憶
域）は、各ストリーム毎のポインタのほかに、次の空き
メモリロケーションを指示するためのもう１つのポイン
タを保持している。メモリ３１０１は固定サイズのペー
ジに分割される。
【０２３５】最初、１つのストリームに割り当てられた
各ポインタはメモリの１つのページの先頭を指してお
り、また空きポインタはメモリの次に利用可能なページ
を指している。ある特定のストリームの符号化データ
は、対応したポインタによりアドレスされるメモリロケ
ーションに格納される。そして、このポインタは次のメ
モリロケーションを指すようインクリメントされる。
【０２３６】ポインタが現在ページのための最大値に達
した時に、以下に述べる操作が行なわれる。次の空きペ
ージの先頭のアドレス（空きポインタに格納されてい
る）に現在ページが格納される。（符号化データメモリ
の一部または別のメモリもしくはレジスタファイルのい
ずれを使用してもよい。） 現在ポインタは次の空きペ
ージを指すように設定される。空きポインタはインクリ
メントされる。これらの動作で、メモリの新たな１ペー
ジを特定のストリームに割り当て、割り当て順序を復号
中に判定できるようリンクさせる。
【０２３７】メモリの全てのページが使用中で、メモリ
内の重用度が最低のデータよりも重用度が高い、あるス
トリームからのデータがほかにある時には、３つの動作
の中の１つが行なわれるであろう。３つのケース全てに
おいて、重用度が最低のデータストリームに割り当てら
れたメモリは、それより重用度の高いデータストリーム
に再割り当てされ、最低重用度のデータストリームから
のデータはそれ以上格納されない。
【０２３８】その１つは、最低重用度のストリームによ
り現在使われているページが、単に、それより高い重用
度のデータに割り当てられる。最も一般的なエントロピ
ーコーダは内部状態情報を利用するので、当該ページに
前に格納されていた最低重用度のデータは失われる。
【０２３９】もう１つは、最低重用度のデータにより現
在使われているページが、単に、それより高い重用度の
データに割り当てられる。しかし、前ケースと違って、
ポインタは当該ページの最後を指すように設定され、よ
り重用度の高いデータが当該ページに書き込まれるに従
い対応したポインタがデクリメントされる。これは、重
用度の高いデータストリームが当該ページ全体を必要と
しないならば、当該ページの初めの部分にある最低重用
度のデータが保存されるという利点がある。
【０２４０】３つめは、最低重用度データの現在ページ
を再割り当てする代わりに、最低重用度データの任意の
ページが再割り当てされる。これには全てのページにつ
き符号化データが独立に符号化される必要があるが、こ
のことは達成される圧縮率を低下させる可能性がある。
また、全ページの先頭に対応する符号化前データが識別
される必要がある。最低重用度データのどのページを捨
ててもよいので、損失性符号化へ緩やかに移行させる上
でのフレキシビリティの増加を得られる。
【０２４１】この３番目の選択肢は、画像の複数領域に
わたって一定の圧縮率を達成するシステムには特に魅力
的であろう。指定された数のメモリページを画像の１つ
の領域に割り当てることができる。重用度の低いデータ
が保存されるか否かを、特定の領域において達成された
圧縮率によって決めることができる。（ある領域に割り
当てられたメモリは、その割り当てメモリ量より少ない
メモリ量しか非損失性圧縮に必要としなければ、全部は
使用されないであろう。） 画像の１つの領域に対し一
定の圧縮率を達成することにより、その画像領域へのラ
ンダムアクセスをサポートできる。
【０２４２】各ページにその両端よりデータを書き込む
機能を、システム内で利用可能なメモリ全体の利用率を
向上させるために利用できる。全ページが割り当てられ
ている時に、一端側に十分な空きスペースのあるページ
を、その端から利用するように割り当てることができ
る。ページの両端を利用する機能は、２種類のデータが
ぶつかるロケーションの管理コストと比較衡量されなけ
ればならない。（これは、一方のデータ種類が重要でな
く単純に上書きされてよい場合は別である。） ここで、データがメモリに格納されるのではなくチャネ
ルで伝送されるシステムを考える。固定サイズのメモリ
ページが使用されるが、１ストリームにつき１ページし
か必要とされない。（あるいは、チャネルに対するバフ
ァリングを行なうため、一方のページに書き込んでいる
間に、他方のページを読み出して出力することができる
ようなピンポン動作が必要ならば、１ストリームにつき
２ページが必要となろう。） メモリの１つのページが
満杯になった時に、そのページはチャネルで伝送され、
該ページの伝送後すぐに当該メモリロケーションは再利
用可能である。ある種のアプリケーションでは、メモリ
のページサイズを、チャネルで用いられるデータパケッ
トのサイズ、あるいは、パケットサイズの何倍かにする
ことができる。
【０２４３】ある種の通信方式では、例えばＡＴＭ（非
同期転送モード）では、パケットにプライオリティを持
たせることができる。ＡＴＭは、プライマリとセカンダ
リの２つのプライオリティレベルを有する。セカンダリ
パケットは十分な帯域幅を利用できるときだけ伝送され
る。どのストリームがプライマリであるか、どのストリ
ームがセカンダリであるかを判断するために、閾値を利
用することができる。もう一つの方法は、ある閾値より
重用度が低いストリームを伝送させないための閾値を、
符号化器において利用することであろう。
【０２４４】＜符号毎に分離されたビットジェネレータ
＞図２７は、各符号毎に分離したビットジェネレータを
持つシステムのブロック図である。図２７において、復
号システム２０００はコンテキストモデル２００１、メ
モリ２００２、ＰＥＭ状態−符号ブロック２００３、デ
コーダ２００４、ビットジェネレータ２００５ａ〜２０
０５ｎ、シフタ２００６からなる。コンテキストモデル
２００１の出力はメモリ２００２の入力に接続される。
メモリ２００２の出力はＰＥＭ状態−符号ブロック２０
０３の入力に接続される。ＰＥＭ状態−符号ブロック２
００３の出力はデコーダ２００４の入力に接続される。
デコーダ２００４の出力は、ビットジェネレータ２００
５ａ〜２００５ｎ用のイネーブルとして接続される。ビ
ットジェネレータ２００５ａ〜２００５ｎはまた、シフ
タ２００６の符号化データ出力を受け取るように接続さ
れる。
【０２４５】コンテキストモデル２００１、メモリ２０
０２及びＰＥＭ状態−符号ブロック２００３は、図２６
中の対応部分と同じ様に作用する。コンテキストモデル
２００１はコンテキストビンを発生する。メモリ２００
２は、そのコンテキストビンに基づき確率状態を出力す
る。この確率状態は、各確率状態に対し１つの確率クラ
スを生成するＰＥＭ状態−符号ブロック２００３に受け
取られる。デコーダ２００４は、その確率クラスをデコ
ードしてビットジェネレータ２００５ａ〜２００５ｎ中
の１つをイネーブルする。（なお、デコーダ２００４は
周知の７４×１３８ ３：８デコーダに類似したＭ：２M
デコーダ回路である。エントロピー復号器ではな
い。） なお、各符号毎に別々のビットジェネレータが
あるので、一部のビットジェネレータはＲ−符号以外の
符号を用いるかもしれない。特に、６０％近くの確率の
ための符号が、Ｒ2(0)とＲ2(1)の間の確率空間をよりよ
くカバーするために用いられるかもしれない。例えば、
図６７のテーブル１９はそのような符号を示している。
【０２４６】所要の速度を達成するために必要ならば、
復号データを迅速に利用できることを保証するため１ビ
ット以上の前復号を行なってもよい。ある実施例では、
各クロックサイクル毎に長いランカウントを更新できな
くともよいように、符号語の復号と長い符号のためのラ
ンカウンティングが両方とも分割される。
【０２４７】Ｒ2(0)符号用のビットジェネレータは複雑
でない。１ビットが要求される度に１つの符号語が要求
される。この生成されるビットは（ＭＰＳと論理和され
た）符号語にすぎない。
【０２４８】短いランレングスのための符号、例えばＲ
2(1)，Ｒ3(1)，Ｒ2(2)，Ｒ3(2)は次に述べるように扱わ
れる。１つの符号語中のビット全部が復号されて、小さ
なカウンタ（１，２または３ビット）及びＬＰＳ有ビッ
トからなる状態マシンに格納される。このカウンタとＬ
ＰＳ有ビットはＲ−符号復号器のように働く。
【０２４９】Ｒ2(k)，Ｒ3(k)（ｋ＞２）のような長い符
号については、ビットジェネレータは図２８に示される
ように２つのユニットに分割される。図２８において、
短ランユニット２１０１と長ランユニット２１０２を持
つ、Ｒ2(k)（ｋ＞２）用のビットジェネレータの構造が
示されている。なお、この構造はＲ2(k>2)符号用である
が、その動作はＲ３(k>2)符号に対しても同様となる
（そして、これは当業者には明白である）。
【０２５０】短ランユニット２１０１はイネーブル信号
と符号語［０..２］をビットジェネレータに対する入力
として受け取り、また長ランユニット２１０２より”オ
ール１”信号と”カウント０”信号（カウントが０であ
ることを表示する）を受け取るよう接続されている。こ
れらの入力に応答して、短ランユニット２１０１は復号
ビットと、新たな符号語が必要であることを示すｎｅｘ
ｔ信号表示とを出力する。短ランユニット２１０１はま
た、カウントイネーブル信号、カウントロード信号及び
カウントｍａｘ信号を発生し長ランユニット２１０２へ
送る。長ランユニット２１０２はまた、符号語［k...
３］をビットジェネレータへの入力として受け取るよう
接続されている。
【０２５１】短ランユニット２１０１は長さ４までのラ
ンを扱うもので、Ｒ2(2)ビットジェネレータに類似して
いる。一実施例では、短ランユニット２１０１はＲ2(k>
2)符号全部について同一である。長ランユニット２１０
２の目的は、ランの最後の１〜４ビットが何時出力され
るべきか判断することである。長ランユニット２１０２
は、入力、ＡＮＤ論理、及びｋによってサイズが変わる
カウンタを有する。
【０２５２】長ラン（カウント）ユニット２１０２の一
実施例が図２９に示されている。図２９において、長ラ
ンユニット２１０２はＡＮＤ論理２２０１を有する。こ
のＡＮＤ論理２２０１は、符号語［ｋ...３］を受け取
るように接続され、その符号語中のビット全部が１のと
きに論理１の”オール１”信号を出力することにより、
現在の符号語が１Ｎ符号語であって、ランカウントが４
未満であることを表示する。ＮＯＴ論理２２０２も、そ
の符号語を受け取って反転するように接続されている。
ＮＯＴ論理２２０２の出力はビットカウンタ２２０３の
１つの入力に接続される。ビットカウンタ２２０３はま
た、カウントイネーブル信号、カウントロード信号及び
カウントｍａｘ信号を受け取るように接続される。ビッ
トカウンタ２２０３は、それら入力に応じて、カウント
０信号を発生する。
【０２５３】一実施例では、ビットカウンタ２２０３は
ｋ−２ビットのカウンタであり、長いランカウントを、
４個のＭＰＳからなるランと、恐らくいくらかの余りと
に分解する。カウントイネーブル信号は、４個のＭＰＳ
が出力されたのでカウンタがデクリメントされるべきこ
とを指示する。カウントロード信号は、”１Ｎ”符号語
を復号する時に利用され、符号語ビットｋ〜３の補数を
カウンタにロードさせる。カウントｍａｘ信号は、”
０”符号語を復号する時に利用され、カウンタにその最
大値をロードする。カウント０信号は、カウンタが０で
あることを表示する。
【０２５４】短ラン（カウント）ユニット２１０１の一
実施例が図３０に示されている。図３０において、この
短ラン（カウント）ユニット２１０１は制御モジュール
２３０４、２ビットのカウンタ（ＭＰＳカウンタ）２３
０２及び３ビットのカウンタ（Ｒ2(2)カウンタ及びＬＰ
Ｓ）２３０３を含む。制御モジュール２３０１はイネー
ブル信号、符号語「０...２」、長ラン（カウント）ユ
ニットからのオール１信号及びカウント０信号を受け取
る。２ビットカウンタ２３０２は、長いランの一部であ
る４ビットのＭＰＳのランをカウントするために用いら
れる。Ｒ2(2)カウンタ及びＬＰＳビット（合計３ビッ
ト）２３０３は、ランの終わりで１〜４ビットを生成す
るために用いられる。イネーブル入力は、ビット出力に
１ビットを出すよう指示する。カウント０入力は、アサ
ートされない時に、４個のＭＰＳからなるランが出力さ
れることを表示する。ＭＰＳカウンタ２３０２が０にな
った時には常に、カウンタイネーブル出力がアサートさ
れる。カウント０入力がアサートされた時には、Ｒ2(2)
カウンタ及びＬＰＳ２３０３が使用されるか、あるいは
新たな符号語が復号されてｎｅｘｔ出力がアサートされ
る。
【０２５５】その新たな符号語が復号される時に実行さ
れる動作は、符号語入力によって決定される。入力が”
０”符号語ならば、ＭＰＳカウンタ２３０２が用いら
れ、カウントｍａｘ出力がアサートされる。”１Ｎ”符
号語の場合には、その符号語の最初の３ビットがＲ2(2)
カウンタ及びＬＰＳ２３０３へロードされ、カウントロ
ード出力がアサートされる。オール１入力がアサートさ
れるときには、Ｒ2(2)カウンタ及びＬＰＳ２３０３がビ
ットを生成するために利用されるが、そうでないときに
はカウント０入力がアサートされるまでＭＰＳカウンタ
２３０２が利用される。
【０２５６】システム全体としてみると、符号数は、シ
ステムが良好に動作するよう小さくしなければならず、
普通、２５未満にしなければならない。ビット出力及び
符号語出力のために必要なマルチプレクサのサイズと、
特定のビットジェネレータをイネーブルするデコーダの
サイズは、高速動作のために制限しなければならない。
また、シフタからの符号語のファンアウトは、高速動作
のために大き過ぎてはならない。
【０２５７】符号語毎に分離したビットジェネレータ
は、パイプライン処理が可能である。全ての符号語が結
果として２ビット以上になるとするならば、符号語の処
理を１サイクルでなく２サイクル単位でパイプラン化で
きるであろう。そうすれば、ビットジェネレータがシス
テムの速度制限部分でるとすると、復号器の速度は２倍
になろう。これを成し遂げる１つの方法は、ランレング
ス０の符号語（単に１個のＬＰＳを示す符号語）の後に
次の未復号ビットである１ビットを付けることである。
これらは、例えばＲＮ(k)+1 符号と呼ばれ、常に２ビッ
ト以上を符号化することになろう。なお、Ｒ2(0)符号
と、恐らく他の短い符号語のいくつかは、高速化のため
にパイプライン化される必要はない。
【０２５８】分離したビットジェネレータは、暗黙合図
法で使用するのに向いている。有限のメモリを使った符
号化のための暗黙合図法は、次のような方法で達成でき
る。各ビットジェネレータは１つのカウンタを持つが、
このカウンタのサイズはキューアドレスと同じサイズで
あり、例えばサイズが５１２のキューが用いられる時に
は９ビットである。１つのビットジェネレータにより１
つの新たな符号語が使用される都度、そのカウンタに最
大値がロードされる。いずれかのビットジェネレータが
１つの符号語を要求すると、全てのビットジェネレータ
のカウンタがデクリメントされる。あるカウンタが０に
なると、それに対応したビットジェネレータの状態がク
リアされる（例えば、ＭＰＳカウンタ、Ｒ2(2)カウンタ
及びＬＰＳ、及び長ランカウント・カウンタがクリアさ
れる）。あるビットジェネレータがイネーブルされてい
ないときでも、このクリアは行なわれるので、状態カウ
ンタに関して全く問題はない。
【０２５９】＜各コンテキストビン用メモリの初期化＞
各コンテキストビン用メモリが確率予測情報を保持する
場合、復号器（例えば該メモリ）を極めて迅速に初期化
するためには余分なメモリ帯域幅が必要かもしれない。
復号器に多くのコンテキストがあり、かつ、これらコン
テキスト全部はクリアされなくともよい場合、復号器を
素早く初期化することが難問になりかねない。復号器が
多くのコンテキスト（１Ｋ以上）をサポートし、メモリ
を全体的にクリアできない時には、許容できないほど多
数のクロックサイクルがメモリをクリアするのに必要に
なろう。
【０２６０】コンテキストを素早くクリアするために、
本発明のいくつかの実施例では、各コンテキストと一緒
に格納される特別のビット（本明細書で初期化状態ビッ
トと呼ぶ）を用いる。したがって、この特別ビットは、
各コンテキストのＰＥＭ状態（例えば８ビット）と一緒
に格納される。
【０２６１】各コンテキストビン用のメモリと初期化制
御論理が図３１に示されている。図３１において、コン
テキストメモリ２４０１はレジスタ２４０２に接続され
ている。一実施例では、レジスタ２４０２は１ビットの
レジスタであり、これは初期化された状態ビンのための
現在適切な状態を指示する。レジスタ２４０２はＸＯＲ
論理２４０３の１つの入力に接続される。ＸＯＲ論理２
４０３のもう１つの入力はメモリ２４０１の出力と接続
される。ＸＯＲ論理２４０３の出力は、有効信号であ
り、また制御論理２４０４の１つの入力に接続される。
制御論理２４０４の他の入力は、カウンタ２４０５の出
力及びコンテキストビン信号と接続される。制御論理２
４０４の１つの出力は、ＭＵＸ２４０６，２４０７の選
択入力及びカウンタ２４０５の入力に接続される。制御
論理２４０４のもう１つの出力は、ＭＵＸ２４０８の選
択入力に接続される。ＭＵＸ２４０６の入力はカウンタ
２４０５の出力及びコンテキストビン信号と接続され
る。ＭＵＸ２４０６の出力はメモリ２４０１へ接続され
る。ＭＵＸ２４０７の入力は新たなＰＥＭ状態及び０と
接続される。ＭＵＸ２４０７の出力はメモリ２４０１の
入力に接続され、メモリ２４０１の出力及び初期ＰＥＭ
状態はＭＵＸ２４０８の入力に接続される。ＭＵＸ２４
０８の出力がＰＥＭ状態出力である。
【０２６２】１つの復号動作が行なわれる度に（すなわ
ち、各データセット毎であり、各復号ビット毎ではな
い）、レジスタ２４０２の値は反転される。ＸＯＲ論理
２４０３は、アクセスされたメモリロケーションの値と
レジスタ値とを比較して、アクセスされたメモリロケー
ションが当該復号動作にとって妥当であるか判定する。
これは、ＸＯＲ論理２４０４によって、初期化状態ビッ
トがレジスタ２４０２にある適切な状態と一致するか調
べることによってなされる。メモリ２４０１内のデータ
が妥当でなければ、制御論理２４０２は、そのデータを
状態−符号論理に無視させ、代わりに初期ＰＥＭ状態を
使用させる。これはＭＵＸ２４０８によってなされる。
新たなＰＥＭ状態がメモリに書き込まれる時に初期化ビ
ットはレジスタの現在値に設定されるため、その初期化
ビットは再びアクセスされた時には妥当とみなされるこ
とになる。
【０２６３】全てのコンテキストビンのメモリのエント
リーの初期化状態ビットがレジスタの現在値に設定され
た後でないと、次の復号動作は開始し得ない。カウンタ
２４０５は、全てのメモリロケーションを、それが初期
化されたことを確認するため順に指定する。あるコンテ
キストビンが使われるが、そのＰＥＭ状態は更新されて
いない時には、利用されない書き込みサイクルをカウン
タ２４０５で指示されたメモリロケーションのテストま
たは更新のために利用し得る。１つの復号動作が完了し
た後、カウンタ２４０５が最大値に達していなければ、
次の動作を始める前に残りのコンテキストが初期化され
る。この動作を制御するために図４８に示す論理が用い
られる。
【０２６４】＜高速適応のＰＥＭ＞本発明で用いられる
ＰＥＭは、利用可能なデータ量のいかんにかかわらず、
より高速な適応を可能にする適応スキームを含んでもよ
い。そうすることによって、本発明は復号動作を初めは
より迅速に適応させ、そして利用可能なデータが多くな
るに従いゆっくりと適応させて、より精度のよい予測値
を得る。さらに、このＰＥＭは、フィールドプログラマ
ブルゲートアレイ（ＦＰＧＡ）またはＡＳＩＣで構成さ
れたＰＥＭ状態テーブル／マシン内に固定されてもよ
い。
【０２６５】図６８乃至図７３に示したテーブル２０〜
２５は、いくつかの確率予測状態マシンを説明するもの
である。その中のいくつかのテーブルでは、ハードウエ
アコストを削減するため、Ｒ3 符号は用いられず、また
は長い符号は用いられない。テーブル２０以外のテーブ
ル２１〜２５では、最初のＬＰＳが生じるまでの符号化
の初めに素早く適応させるための特別な”高速適応”状
態が利用される。これらの高速適応状態は、テーブル中
でイタリック体にされている。例えば図６９のテーブル
２１を参照して説明すれば、復号の開始時は、現在状態
が状態０である。ＭＰＳが出現すると、復号器は状態３
５へ遷移する。ＭＰＳが出現する限り復号器は状態３５
から上の方へ遷移し、最終的に状態２８へ遷移する。ど
こかでＬＰＳが出現すると、復号器はイタリック体で示
された高速適応状態から抜け出て、それまでに受け取っ
たデータに適した確率状態を表わす状態へと遷移する。
【０２６６】なお、各テーブルにおいて、復号器は、あ
る数のＭＰＳを受け取った後に高速適応状態から抜け出
す。望ましい実施例では、高速適応状態から一旦抜け出
たならば、復号動作を再開するほかには、それらの状態
へ戻る手段が全くない。他の実施例では、状態テーブル
は、より高速な適応を可能にするため、これらの高速適
応状態へ再び入るように設計されるかもしれない。本発
明は、復号器をよりスキューの大きな符号へより早く到
達できるようにするもので、これによって、恐らく圧縮
率向上による利益が得られるであろう。なお、ある特定
のテーブルに関し、入力されたデータに応じてテーブル
が１状態だけ上または下へ遷移するように、テーブルの
現在状態０のためのエントリーを変更することにより、
高速適応を省くことができる。
【０２６７】これらテーブル全てにおいて、各状態に対
するデータは、その状態に対する符号と、正方向更新
（上向き）時の次の状態、及び負方向更新（下向き）時
の次の状態である。アスタリスクは、ＭＰＳが負方向更
新で変更されなければならない状態を示す。
【０２６８】高速適応を確率予測に付加しても、これは
符号化の初めに役に立つだけである。コンテキストビン
の統計値が前述のＰＥＭ状態テーブルより素早く変化す
る場合、符号化期間における適応を向上させるため別の
方法を利用できる。
【０２６９】符号化動作中ずっと高速な適応を維持する
１つの方法は、ＰＥＭ状態更新に対し加速条件を追加す
ることである。この加速は、それぞれの符号を一定回数
（例えば８回）繰り返すことによりＰＥＭ状態テーブル
に組み込むことができる。この場合、加速条件Ｍ（例え
ば正の整数）を更新時に現在状態に加算しあるいは現在
状態から減算することができる。Ｍが１の時は、システ
ムは加速なしの全く同じ動作をし、最も低速の適応が行
なわれる。Ｍが１より大きい時には、より高速の適応が
行なわれる。最初は、初期高速適応を行なうためＭは１
より大きな値に設定されるであろう。
【０２７０】Ｍの値を更新するための本発明の一方法
は、連続した符号語の数をベースにする方法である。例
えば、ある所定数の符号語が連続的に出現したときに、
Ｍの値が増大させられる。例えば、連続した４個の符号
語が”０””０””０””０”であるか、あるいは”１
Ｎ””１Ｎ””１Ｎ””１Ｎ”であるきに、Ｍの値が増
大させられる。他方、あるパターンで”０”符号語と”
１Ｎ”符号語とが切り替わることが、Ｍの値を減少させ
るために利用されるかもしれない。例えば、連続した４
個の符号語が”０””１Ｎ””０””１Ｎ”であるか、
あるいは”１Ｎ””０””１Ｎ””０”であるときに、
Ｍ値が減少させられる。
【０２７１】もう１つの加速方法は、各符号がＳ回繰り
返される状態テーブルを用いる。ただし、Ｓは正の整数
である。Ｓは逆加速パラメータである。Ｓが１の時に適
応は高速であり、Ｓがそれより大きい時に適応は低速で
ある。最初は、初期高速適応を行なうため、Ｓの値を１
に設定してよい。上述した方法と同様の方法によって、
連続した４個の符号語が”０””０””０””０”であ
るか、あるいは”１Ｎ””１Ｎ””１Ｎ””１Ｎ”であ
るときにＳの値を更新してよい。この場合、Ｓの値は減
少させられる。これに対し、連続した４個の符号語が”
０””１Ｎ””０””１Ｎ”であるか、”１Ｎ””
０””１Ｎ””０”であるときに、Ｓの値は増加させら
れる。
【０２７２】連続した符号語という定義は、いくつかの
意味を持ち得る。”コンテキスト別”システムでは、連
続した符号語とは同じコンテキストビンでの連続した符
号語のことを指すであろう。”確率別”システムでは、
連続した符号語とは同じ確率クラスでの連続符号語のこ
とを指すであろう。あるいは、そのどちらシステムで
も、連続した符号語とは連続した符号語を包括的に（コ
ンテキストビンか確率クラスかの区別なく）指すかもし
れない。これら３つの例の場合に、符号語の履歴を保存
するために必要なメモリビット数はそれぞれ、３×コン
テキストビン数、３×確率クラス数、そして３である。
コンテキストビン毎の加速をサポートするならば、最良
の適応が可能であろう。符号化前のデータのグローバル
な変化によりトラッキングが悪くなることが多いので、
グローバルに加速を判断することによっても良好な適応
を得られよう。
【０２７３】＜システムの応用＞圧縮システムの１つの
効果は、データセットのために必要なメモリが減ること
である。本発明の並列システムは、現在非損失性コーデ
ィングシステムにより間に合わせている全ての用途に、
代わりに用いることができ、また、音声、文書、データ
ベース、コンピュータが実行可能なまたはそれ以外のデ
ジタルデータ、信号あるいはシンボルを処理するシステ
ムに適用できる。代表的な非損失性コーディングシステ
ムには、ファクシミリ圧縮システム、データベース圧縮
システム、ビットマップグラフィックイメージ圧縮シス
テム、ＪＰＥＧ及びＭＰＥＧのような画像圧縮規格にお
ける変換係数の圧縮システムがある。本発明は、小規模
で効率的なハードウエアにより実施可能であり、また、
高速である必要がない用途にも最適な比較的高速なソフ
トウエアによる実施も可能である。
【０２７４】従来技術を超える本発明の実際的な利点
は、非常に高速な動作が可能であること、特に復号動作
がそうであることである。したがって、高速コンピュー
タネットワークや衛星または地上放送チャネルのような
費用の嵩む高速チャネルを最大限利用することができ
る。図３５はこのようなシステムを表わしており、放送
データ、あるいは高速コンピュータネットワークのデー
タが復号システム２８０１に与えられ、同システムはデ
ータを並列的に復号して出力データを送出する。現在の
ハードウエア・エントロピー復号器（Ｑ−コーダ等）を
用いたのでは、これらシステムのスループットは下がる
であろう。これらシステムは全て、高帯域幅を持つよう
高コストの設計となっている。復号器によってスループ
ットが下がるのでは非生産的である。本発明の並列シス
テムは、これらの高帯域幅に対応するだけでなく、デー
タを圧縮した形で伝送できるので実効帯域幅を実際に増
加させるのである。
【０２７５】本発明の並列システムはまた、ＩＳＤＮ、
ＣＤ−ＲＯＭ、ＳＣＳＩのようなそこそこ高速のチャネ
ルから、それ以上の実効帯域幅を得る目的に応用でき
る。このような帯域幅整合システムが図３６に示されて
おり、ＣＤ−ＲＯＭ、イーサネット、ＳＣＳＩ（Small
Computer Standard Interface）、その他同様のソース
からのデータが復号システム２９０１に接続され、同シ
ステムはそのデータを受け取って復号し出力を発生す
る。これらのチャネルは、いくつかの現在のコーダより
ずっと高速である。しばしば、これらのチャネルは、リ
アルタイムビデオやコンピュータベースのメディアのよ
うな、チャネルが持っている帯域幅以上の帯域を必要と
するデータソースのサービスに利用される。本発明のシ
ステムは、帯域幅を整合させる役割を果たすことができ
る。
【０２７６】本発明のシステムは、高解像度テレビ（Ｈ
ＤＴＶ）やＭＰＥＧビデオ規格のようなリアルタイムビ
デオシステムのエントロピーコーダ部として最適なもの
である。そのようなシステムが図３７に示されている。
図３７において、このリアルタイムビデオシステムは、
圧縮された画像データが接続される復号システム３００
１を有する。この復号システム３００１は、そのデータ
を復号してから損失性復号器３００２へ出力する。損失
性復号器３００２は、ＨＤＹＶまたはＭＰＥＧ復号器の
変換、色変換及びサブサンプリングの部分であるかもし
れない。モニタ３００３はテレビまたはビデオモニタで
あろう。
【０２７７】
【発明の効果】以上の詳細な説明から理解されるよう
に、本発明によれば、従来技術の問題点を解決し、デー
タの符号化または復号を高速に行なう装置、データの符
号化または復号を並列に行なう装置、リアルタイムの符
号化または復号を行なう装置等を提供でき、また、その
ような装置を安価なハードウエアによって実現可能にな
る等の多大な効果が得られる。
【図面の簡単な説明】
【図１】従来のバイナリエントロピー符号化装置及び復
号装置のブロック図である。
【図２】本発明の復号システムのブロック図である。
【図３】本発明の符号化システムのブロック図である。
【図４】コンテキストビンを並列に処理する本発明の並
列復号器の一実施例のブロック図である。
【図５】確率クラスを並列に処理する本発明の並列符号
化器の一実施例のブロック図である。
【図６】本発明のノンインターリーブド符号ストリーム
を示す図である。
【図７】データセットとインターリーブド符号ストリー
ムの例を示す図である。
【図８】本発明のＲ−コーダ用確率予測テーブルの一例
を示す図である。
【図９】本発明の符号化装置の一実施例のブロック図で
ある。
【図１０】本発明のビットジェネレータの一実施例のブ
ロック図である。
【図１１】本発明の再配列ユニットの一実施例のブロッ
ク図である。
【図１２】本発明のランカウント並べ替えユニットの一
実施例のブロック図である。
【図１３】本発明のランカウント並べ替えユニットの他
の実施例のブロック図である。
【図１４】本発明のビットパックユニットの一実施例の
ブロック図である。
【図１５】本発明のパッキング論理の一実施例のブロッ
ク図である。
【図１６】本発明の符号化器用ビットジェネレータの一
実施例のブロック図である。
【図１７】本発明の復号システムの一実施例のブロック
図である。
【図１８】本発明の復号器のブロック図である。
【図１９】本発明のＦＩＦＯ構造の一実施例のブロック
図である。
【図２０】本発明の復号用パイプラインの一実施例を示
す図である。
【図２１】本発明の復号器の概念図である。
【図２２】本発明のシフタの一実施例のブロック図であ
る。
【図２３】本発明のシフタの他の実施例のブロック図で
ある。
【図２４】外部コンテキストモデルを有するシステムの
一例のブロック図である。
【図２５】外部コンテキストモデルを有するシステムの
他の例のブロック図である。
【図２６】パイプライン化ビットジェネレータを有する
本発明の復号器の一実施例を示すブロック図である。
【図２７】分離ビットジェネレータを持つ本発明の復号
器の一実施例を示すブロック図である。
【図２８】本発明の復号器用ビットジェネレータの一実
施例のブロック図である。
【図２９】本発明の長ランユニットの一実施例のブロッ
ク図である。
【図３０】本発明の短ランユニットの一実施例のブロッ
ク図である。
【図３１】本発明の初期化・制御論理の一実施例のブロ
ック図である。
【図３２】スヌーパー復号器を使う再配列ユニットの一
実施例のブロック図である。
【図３３】再配列ユニットの他の実施例のブロック図で
ある。
【図３４】併合キューを使用する再配列ユニットの一実
施例のブロック図である。
【図３５】本発明を利用する高帯域幅システムの説明図
である。
【図３６】本発明を利用する帯域幅整合システムの説明
図である。
【図３７】本発明を利用するリアルタイムビデオシステ
ムのブロック図である。
【図３８】本発明の符号化データメモリの一実施例を示
す図である。
【図３９】本発明の復号タイミング図である。
【図４０】符号化効率対ＭＰＳ確率のグラフである。
【図４１】本発明の符号化器用ビットジェネレータのＡ
ＨＤＬソースコードを示す図である。
【図４２】図４１に示したＡＨＤＬソースコードの続き
を示す図である。
【図４３】図４２に示したＡＨＤＬソースコードの続き
を示す図である。
【図４４】図４３に示したＡＨＤＬソースコードの続き
を示す図である。
【図４５】図４４に示したＡＨＤＬソースコードの続き
を示す図である。
【図４６】図４５に示したＡＨＤＬソースコードの続き
を示す図である。
【図４７】タイムスタンプ付キューに関連したＣ言語ソ
ースコードを示す図である。
【図４８】コンテキスト初期化に関連したＣ言語ソース
コードを示す図である。
【図４９】Ｒ符号による符号語とその意味を示すテーブ
ルである。
【図５０】Ｒ符号のテーブルである。
【図５１】Ｒ符号のテーブルである。
【図５２】Ｒ符号のテーブルである。
【図５３】Ｒ符号のテーブルである。
【図５４】Ｒ符号のテーブルである。
【図５５】Ｒ符号のテーブルである。
【図５６】Ｒ符号のテーブルである。
【図５７】確率、確率スキュー、最適Ｇｏｌｏｍｂ符号
の対照テーブルである。
【図５８】Ｒ２符号と確率区間の対照テーブルである。
【図５９】Ｒ２符号及びＲ３符号と確率区間の対照テー
ブルである。
【図６０】Ｒ3(2)符号の１Ｎ符号語を説明するテーブル
である。
【図６１】Ｒ2(2)符号の符号語とデータの対照テーブル
である。
【図６２】データの符号化動作の例を示すテーブルであ
る。
【図６３】並べ替え操作の例を示すテーブルである。
【図６４】復号器ようＦＩＦＯ構造の制御論理を示すテ
ーブルである。
【図６５】復号タイミング図に関連した信号の依存関係
リストのテーブルである。
【図６６】ストリーム内合図法の可能なＲ2(2)符号のテ
ーブルである。
【図６７】Ｒ符号以外の符号を示すテーブルである。
【図６８】ＰＥＭ状態テーブルである。
【図６９】ＰＥＭ状態テーブルである。
【図７０】ＰＥＭ状態テーブルである。
【図７１】ＰＥＭ状態テーブルである。
【図７２】ＰＥＭ状態テーブルである。
【図７３】ＰＥＭ状態テーブルである。
【符号の説明】
２０４ 入力バッファ ２０５ 復号器 ２０６ コンテキストモデル ２０７ 復号データ記憶装置 ２１４ コンテキストモデル ２１５，２１６，２１７ 確率予測モジュール ２１８，２１９，２２０ ビットストリームジェネレ
ータ ２２１，２２２，２２３ ビットストリームジェネレ
ータ ２２４，２２５，２２６ 確率予測モジュール ２２７ コンテキストモデル（ＣＭ） ２３２，２３３，２３４ ビットストリームジェネレ
ータ ２３５ 確率予測モジュール ２３６ コンテキストモデル ６００ 符号化装置 ６０１ オリジナルデータ ６０２ 符号化器 ６０３ ＣＭ・状態メモリ ６０４ 符号語情報 ６０６ 再配列ユニット ６０７ 再配列メモリ ６０８ 符号化データ ７０１ ビットジェネレータ ７０２ メモリ ８０１ ランカウント並べ替えユニット ８０２ ビットパックユニット ９０１ ポインタメモリ ９０２ マルチプレクサ ９０３ ヘッドカウンタ（ポインタ） ９０４ テールカウンタ（ポインタ） ９０５ マルチプレクサ ９０６ 有効検出モジュール ９０８ 符号語メモリ ９０９ 制御モジュール １０００ ランカウント並べ替えユニット １００１ ポインタメモリ １００２ ヘッドカウンタ（ポインタ） １００３ テールカウンタ（ポインタ） １００４，１００５ マルチプレクサ １００６ 長さ計算ブロック １００７ 有効検出ブロック １００８ 符号語メモリ １１０１ パッキング論理 １１０２ ストリームカウンタ １１０３ メモリ １１０４ テールポインタ １１０５ ヘッドカウンタ １２０１ サイズユニット １２０２ アキュムレータ １２０３ シフタ １２０４ マルチプレクサ １２０５ レジスタ １２０６ ＯＲ論理 １４００ 復号システム １４０１ ＦＩＦＯ構造 １４０２ 復号器 １４０３ メモリ １４０４ コンテキストモデル １４６０ ＦＩＦＯ １４６１，１４６２ レジスタ １４６３，１４６４ マルチプレクサ １４６５ 制御ブロック １６００ シフタ １６０１，１６０２，１６０３，１６０５ レジスタ １６０５ マルチプレクサ １６０６ バレルシフタ １６０７，１６０８，１６０９，１０６１ レジスタ １６１１ サイズユニット １６１２ アキュムレータ １６２０ シフタ １６２１，１６２２ 符号語前処理論理 １６２３ マルチプレクサ １６２４ 符号語処理論理 １７０１ ＣＭチップ １７０２ 復号器チップ １８０１ ＣＭチップ １８０２ 復号器チップ １８０３ メモリ １９００ 復号器 １９０１ コンテキストモデル １９０２ メモリ １９０３ ＰＥＭ状態−符号モジュール １９０４ メモリ １９０５ パイプライン化ビットジェネレータ １９０６ シフタ ２０００ 復号器 ２００１ コンテキストモデル ２００２ メモリ ２００３ ＰＥＭ状態−符号モジュール ２００４ デコーダ ２００５ ビットストリームジェネレータ ２００６ シフタ ２１０１ 短ラン（カウント）ユニット ２１０２ 長ラン（カウント）ユニット ２２０１ ＡＮＤ論理 ２２０２ ＮＯＴ論理 ２２０３ ビットカウンタ ２３０２ カウンタ（ＭＰＳカウンタ） ２３０３ カウンタ（Ｒ2(2)カウンタ及びＬＰＳ） ２４０１ コンテキストメモリ ２４０２ レジスタ ２４０３ ＸＯＲ論理 ２４０４ 制御論理 ２４０５ カウンタ ２４０６，２４０７，２４０８ マルチプレクサ ２５０１ ランカウント並べ替えユニット ２５０２ ビットパックユニット ２５０３ マルチプレクサ ２５０４ スヌーパー復号器 ２６０１ 論理 ２７０１ ランカウント並べ替えユニット ２８０１ 復号システム ２９０１ 復号システム ３００１ 復号システム ３００２ 損失性復号器 ３００３ モニタ ３１００ レジスタファイル ３１０１ メモリ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジェイムス ディ アレン アメリカ合衆国 カリフォルニア州 94025 メンローパーク サンド ヒル ロード 2882 リコーコーポレーショ ン内 (72)発明者 マーティン ピー ボーリック アメリカ合衆国 カリフォルニア州 94025 メンローパーク サンド ヒル ロード 2882 リコーコーポレーショ ン内 (56)参考文献 特開 平５−130557（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−76525（ＪＰ，Ａ) 特開 平６−224777（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−308290（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−64008（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) H03M 7/40 G06T 9/00 H04N 1/41 H04N 7/24

Claims (121)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 データストリームを符号化するための符
    号化方法であって、該データストリームをコンテキストモデルにより複数の
    コンテキストに分けるステップと、 該複数のコンテキストに分けられた各データストリーム
    を、それぞれ別々の確率予測モジュールとビットジェネ
    レータに割り当てて、符号語情報を構成する複数の符号
    語を並列的に生成するステップと 、該複数の符号語のそれぞれを復号の順序に並べ替えて結
    合し、該符号語情報に応じた符号化データを生成するス
    テップと、 を有することを特徴とする 符号化方法。
  2. 【請求項２】 請求項１記載の符号化方法において、該
    複数の符号語のそれぞれが各ランの初めに出力されるこ
    とを特徴とする符号化方法。
  3. 【請求項３】 請求項１記載の符号化方法において、該
    符号化データ生成ステップがさらに可変長符号語を組合
    せて固定長データ構造にすることを含むことを特徴とす
    る符号化方法。
  4. 【請求項４】 請求項３記載の符号化方法において、該
    固定長データ構造がそれぞれ１つのインターリーブド語
    からなることを特徴とする符号化方法。
  5. 【請求項５】 符号語が復号順に順序付けられるように
    符号化データを出力するステップをさらに有することを
    特徴とする請求項１記載の符号化方法。
  6. 【請求項６】 符号語を順序付けするステップをさらに
    有することを特徴とする請求項１記載の符号化方法。
  7. 【請求項７】 請求項１記載の符号化方法において、該
    符号語情報生成ステップが、符号語の確率状態を生成す
    るステップ、該確率状態に基づきビット生成符号を選択
    するステップ、及びメモリをアクセスして該確率状態に
    関連したランカウントを得るステップからなることを特
    徴とする符号化方法。
  8. 【請求項８】 データストリームを符号化するための符
    号化装置であって、該データストリームを複数のコンテ
    キストに分けるコンテキストモデルと、該複数のコンテキストに分けられた各データストリーム
    をそれぞれ受け取り、 符号語情報を構成する複数の符号語を並列的に生成する
    ための、それぞれ確率予測モジュールとビットジエネレ
    ータからなる複数の符号化器と、 該符号化器に接続され、該複数の符号器のそれぞれを復
    号の順序に並べ替えて結合し、該符号語情報に応じた符
    号化データを生成する再配列ユニットと、 を有することを特徴とする 符号化装置。
  9. 【請求項９】 請求項８の符号化装置において、該再配
    列ユニットが該符号語を符号語サイズが分かるように格
    納することを特徴とする符号化装置。
  10. 【請求項１０】 請求項９記載の符号化装置において、
    １Ｎ符号語が最上位の”１”ビットが各符号語の長さを
    表示するように並べ替えられることを特徴とする符号化
    装置。
  11. 【請求項１１】 請求項８記載の符号化装置において、
    該再配列ユニットが、該符号語情報中の該複数の符号語
    のそれぞれを各ランの初めに生成する１つ以上のランカ
    ウント並べ替えユニット、及び、可変長符号語を組合せ
    て固定長データ構造にする１つ以上のビットパックユニ
    ットからなることを特徴とする符号化装置。
  12. 【請求項１２】 請求項１１記載の符号化装置におい
    て、該固定長データ構造がそれぞれ１つのインターリー
    ブド語からなることを特徴とする符号化装置。
  13. 【請求項１３】 請求項１１記載の符号化装置におい
    て、該再配列ユニットが符号語を並べ替えることを特徴
    とする符号化装置。
  14. 【請求項１４】 符号語をある順番に格納するための該
    メモリに接続されたメモリをさらに有することを特徴と
    する請求項１３記載の符号化装置。
  15. 【請求項１５】 請求項８記載の符号化システムにおい
    て、該符号化器が、コンテキストモデルと、該コンテキ
    ストモデルに接続された確率予測マシーンと、該データ
    ストリームに応じて符号語を生成する、該確率予測マシ
    ンに接続されたビットジェネレータ構造とからなること
    を特徴とする符号化装置。
  16. 【請求項１６】 請求項１５記載の符号化装置におい
    て、該符号化器が複数のランカウントを格納するメモリ
    をさらに有し、該メモリが該確率予測マシンより与えら
    れる確率クラスを用いてアクセスされることにより、該
    複数のランカウント中の１つのランカウントが該符号語
    情報の一部として出力されるべく該ビットジェネレータ
    構造へ提供されることを特徴とする符号化装置。
  17. 【請求項１７】 請求項１５記載の符号化装置におい
    て、該ビットジェネレータ構造が、インデックス及びＭ
    ＰＳ／ＬＰＳ表示に応じて符号語情報を提供するビット
    ジェネレータと、該ビットジェネレータにランカウント
    を与えるための該ビットジェネレータと接続されたメモ
    リとからなり、該ビットジェネレータが該インデックス
    に基づいて該メモリを読み出し、該読み出しによって得
    られたデータに基づきビット生成を行なうことを特徴と
    する符号化装置。
  18. 【請求項１８】 請求項１７記載の符号化装置におい
    て、該符号語情報が、ＭＰＳ／ＬＰＳ表示の内容がラン
    の始まりであるか否かを示す第１の信号と、ＭＰＳ／Ｌ
    ＰＳ表示の内容がランの終わりであるか否かを示す第２
    の信号と、符号語出力とからなることを特徴とする符号
    化装置。
  19. 【請求項１９】 請求項１１記載の符号化装置におい
    て、該ビットパックユニットがインターリーブド語を並
    べ替えて符号化データストリームを、各ストリームの各
    インターリーブド語中のＮ個前の符号語に応じて順序付
    けられたインターリーブドストリームとして生成するこ
    とを特徴とする符号化装置。
  20. 【請求項２０】 請求項１１記載の符号化装置におい
    て、該再配列ユニットは符号ストリームに出力されるイ
    ンターリーブド語を選択するためのスヌーパー復号器を
    有することを特徴とする符号化装置。
  21. 【請求項２１】 請求項２０記載の符号化装置におい
    て、該再配列ユニットが複数のビットパックユニットに
    接続された複数のランカウント並べ替えユニットを有
    し、該複数のビットパックユニットがそれぞれインター
    リーブド語を生成し、該スヌーパー復号器が該複数のイ
    ンターリーブド語より該符号ストリームへの出力として
    のインターリーブド語を選択することを特徴とする符号
    化装置。
  22. 【請求項２２】 請求項１１記載の符号化装置におい
    て、該符号語情報がタイムスタンプを含み、該再配列ユ
    ニットがインターリーブド語を関連したタイムスタンプ
    に基づき出力するための論理をさらに有する、ことを特
    徴とする符号化装置。
  23. 【請求項２３】 請求項２２記載の符号化装置におい
    て、該再配列ユニットが複数のビットパックユニットと
    接続された複数のランカウント並べ替えユニットを有
    し、該論理がインターリーブド語を関連したタイムスタ
    ンプに基づき出力させることを特徴とする符号化装置。
  24. 【請求項２４】 請求項２３記載の符号化装置におい
    て、インターリーブド語が最も古いタイムスタンプに基
    づき出力されることを特徴とする符号化装置。
  25. 【請求項２５】 請求項１１記載の符号化装置におい
    て、単一のキューが複数のビットパックユニットへ符号
    語を供給し、該複数のビットパックユニットが該符号ス
    トリームの一部として出力されるインターリーブド語を
    生成することを特徴とする符号化装置。
  26. 【請求項２６】 請求項２５記載の符号化装置におい
    て、該単一のキューが単一のランカウント並べ替えユニ
    ットを含み、論理が該符号ストリームとして出力すべき
    次のインターリーブド語を決定することを特徴とする符
    号化装置。
  27. 【請求項２７】 請求項１１記載の符号化装置におい
    て、単一のキューが単一のビットパックユニットへ符号
    語を供給することを特徴とする符号化装置。
  28. 【請求項２８】 データに応じて符号語情報を発生する
    符号化器と、該符号化器に接続された再配列ユニットを
    有し、該再配列ユニットが該符号語情報に応じて符号化
    データストリームを生成し、該再配列ユニットが各符号
    語を対応したデータの最初の部分に並べるためのランカ
    ウント並べ替えユニットと、該ランカウント並べ替えユ
    ニットから符号語を受け取り可変長符号語を組合せて複
    数の固定長インターリーブド語とし、該複数の固定長イ
    ンターリーブド語を復号器で必要とされる順番に出力す
    るように接続されたビットパックユニットとからなる、
    符号化器により生成された情報を復号するための復号器
    を持つ圧縮システム用の符号化装置。
  29. 【請求項２９】 符号語を並べ替えの間記憶するための
    メモリをさらに有することを特徴とする請求項２８記載
    の符号化装置。
  30. 【請求項３０】 請求項２８記載の符号化装置におい
    て、符号化器がさらに、コンテキストモデル、該コンテ
    キストモデルと接続された確率予測機構、及び該確率予
    測機構と接続されたビットストリームジェネレータを有
    することを特徴とする符号化装置。
  31. 【請求項３１】 請求項３０記載の符号化装置におい
    て、該ランカウント並べ替えユニットがさらに、符号語
    を記憶するための第１のメモリと、該第１のメモリをキ
    ューとしてアドレスするための第１のインジケータ及び
    第２のインジケータとを有し、該第１のインジケータが
    該第１のメモリの出力として指定される第１のエントリ
    ーを指し示し、該第２のインジケータが該第１のメモリ
    の次の利用可能で割り当てられていない記憶ロケーショ
    ンとして指定される第２のエントリーを指し示すことを
    特徴とする符号化装置。
  32. 【請求項３２】 各インデックス毎に符号語の記憶のた
    めに現在指定されている第１のメモリ内のロケーション
    に対応するアドレス情報を記憶するためのポインタメモ
    リをさらに有することを特徴とする請求項３１記載の符
    号化装置。
  33. 【請求項３３】 請求項３２記載の符号化装置におい
    て、各インデックスが１つの確率クラスを指示すること
    を特徴とする符号化装置。
  34. 【請求項３４】 請求項３２記載の符号化装置におい
    て、各インデックスが少なくとも１つのコンテキストを
    指示することを特徴とする符号化装置。
  35. 【請求項３５】 請求項２８記載の符号化装置におい
    て、該再配列ユニットが、符号語を記憶するための符号
    語メモリキューと、出力すべき少なくとも１つの符号語
    を指示するヘッドポインタと、該符号語メモリキューに
    符号語を挿入するための少なくとも１つのメモリロケー
    ションを指示するテールポインタとをさらに有すること
    を特徴とする符号化装置。
  36. 【請求項３６】 請求項３５記載の符号化装置におい
    て、該符号語メモリキューの各符号語エントリーが有効
    性表示を含み、該符号語メモリキューより１つの符号語
    が出力される時に該ヘッドポインタが当該符号語のアド
    レスを指定し当該該符号語の有効性表示が当該該符号語
    の有効性を表示することを特徴とする符号化装置。
  37. 【請求項３７】 請求項２８記載の符号化装置におい
    て、該ビットパックユニットが該再配列ユニットから符
    号語を受け取って符号語を複数のストリームのためのイ
    ンターリーブド語に統合するビットパック論理を有する
    ことを特徴とする符号化装置。
  38. 【請求項３８】 請求項３７記載の符号化装置におい
    て、該ビットパック論理が複数のアキュムレータと複数
    のレジスタを有し、該複数のレジスタのそれぞれが該複
    数のアキュムレータ中の１つのアキュムレータ及び該複
    数のストリーム中の１つのストリームに関連付けられ、
    各レジスタがそれに関連したストリームのためのインタ
    ーリーブド語を格納し、各アキュムレータが関連したレ
    ジスタ内の該ストリームのための現在符号語を格納する
    ための次のロケーションを指示することにより、該複数
    のストリーム中の１つのストリームのための各符号語
    が、該関連したアキュムレータの値に基づき、該１つの
    ストリームに関連したレジスタの内容に付加されること
    を特徴とする符号化装置。
  39. 【請求項３９】 該複数のアキュムレータに接続され、
    該複数のアキュムレータからの少なくとも１つの信号に
    応答して符号語をシフトするシフタをさらに有し、１つ
    のアキュムレータ値に基づき、符号語が該複数のレジス
    タ中の１つのレジスタの内容に付加されるようにシフト
    され、少なくとも２個の符号語の部分を各インターリー
    ブド語にパックすることを特徴とする請求項３８記載の
    符号化装置。
  40. 【請求項４０】 該復号器により指定される順序でイン
    ターリーブド語を格納するための並べ替えメモリをさら
    に有することを特徴とする請求項３７記載の符号化装
    置。
  41. 【請求項４１】 複数のインターリーブドデータストリ
    ームに対応した複数のポインタをさらに有し、該複数の
    ポインタがそれぞれ該複数のストリーム中の各ストリー
    ムに対応する次のインターリーブド語のための該並べ替
    えメモリ内のロケーションを指定することを特徴とする
    請求項４０記載の符号化装置。
  42. 【請求項４２】 複数のランカウント並べ替えユニット
    をさらに有し、該複数のランカウント並べ替えユニット
    がそれぞれ該符号化データストリームの１つに関連付け
    られ、また、各符号化データストリームに対するインタ
    ーリーブド語を生成するための複数のビットパックユニ
    ットと、該複数のビットパックユニットから出るインタ
    ーリーブド語を該復号化出力として選択するための復号
    器とをさらに有することを特徴とする請求項２８記載の
    符号化装置。
  43. 【請求項４３】 複数のランカウント並べ替えユニット
    をさらに有し、該複数のランカウント並べ替えユニット
    がそれぞれ該符号化データストリームの１つに関連付け
    られ、かつ、複数の符号語及び該複数の符号語のそれぞ
    れに関連したタイムスタンプを生成し、また、各符号化
    データストリームに対するインターリーブド語を生成す
    るための複数のビットパックユニットと、該インターリ
    ーブド語それぞれを該インターリーブド語それぞれの符
    号語のタイムスタンプに基づき選択するための論理とを
    さらに有することを特徴とする請求項２８記載の符号化
    装置。
  44. 【請求項４４】 請求項４３記載の符号化装置におい
    て、該論理が最も古いタイムスタンプを持つ符号語を含
    むインターリーブド語を選択することを特徴とする符号
    化装置。
  45. 【請求項４５】 請求項２８記載の符号化装置におい
    て、該ビットパックユニットが複数のストリーム中の１
    つから符号語を受け取るように接続された複数のビット
    パッキングユニットを有し、また、次のストリームに基
    づき、該複数のビットパッキングユニットのそれぞれよ
    り出力すべきインターリーブド語を選択する論理をさら
    に有することを特徴とする符号化装置。
  46. 【請求項４６】 請求項２８記載の符号化装置におい
    て、該再配列ユニットが有限のメモリをさらに有するこ
    とを特徴とする符号化装置。
  47. 【請求項４７】 データを処理するためのコーディング
    装置であって、該データに基づきインデックスを生成す
    るインデックスジェネレータと、該インデックスに基づ
    き確率予測値を提供するように接続された状態テーブル
    とを有し、 該状態テーブルは第１の複数の状態と第２の複数の状態
    を含み、該状態はそれぞれ１つの符号に対応し、該第１
    の複数の状態の状態間の遷移時における該第１の複数の
    状態に対応する異なった符号間の遷移は、該第２の複数
    の状態の状態間の遷移時における該第２の複数の状態に
    対応する異なった符号間の遷移より高速に起こるコーデ
    ィング装置。
  48. 【請求項４８】 請求項４７記載のコーディング装置に
    おいて、該第１の複数の状態がある所定数のインデック
    スに対してのみ用いられることを特徴とするコーディン
    グ装置。
  49. 【請求項４９】 請求項４７記載のコーディング装置に
    おいて、該第１の複数の状態が、最初に該状態テーブル
    を索引する所定数のインデックスに対してのみ用いられ
    ることを特徴とするコーディング装置。
  50. 【請求項５０】 請求項４７記載のコーディング装置に
    おいて、該第１の複数の状態がそれぞれ１つのＲ２符号
    に関係付けられることを特徴とするコーディング装置。
  51. 【請求項５１】 請求項４８記載のコーディング装置に
    おいて、該第１の複数の状態に該第２の複数の状態への
    遷移を少なくとも１つ含むことにより、該状態テーブル
    が該所定数のインデックスの後に該第１の複数の状態か
    ら該第２の複数の状態へ遷移することを特徴とするコー
    ディング装置。
  52. 【請求項５２】 請求項４７記載のコーディング装置に
    おいて、該第１の複数の状態がそれぞれ１つの異なった
    符号と関係付けられることを特徴とするコーディング装
    置。
  53. 【請求項５３】 請求項４７記載のコーディング装置に
    おいて、該状態テーブルが、最低確率シンボルに応答し
    て、該第１の複数の状態中のある状態から該第２の複数
    の状態中のある状態へ遷移することを特徴とするコーデ
    ィング装置。
  54. 【請求項５４】 請求項４７記載のコーディング装置に
    おいて、該状態テーブルが最高確率シンボルに応答して
    状態を上げることを特徴とするコーディング装置。
  55. 【請求項５５】 データを処理するためのコーディング
    装置であって、該データに基づきインデックスを生成す
    るインデックスジェネレータと、該インデックスに基づ
    き確率予測値を提供するように接続された状態テーブル
    とを有し、 該状態テーブルは複数の状態を含み、該状態はそれぞれ
    １つの符号に対応し、該状態テーブル中の全ての符号が
    所定回数繰り返され、 該状態テーブルの状態間遷移が修正可能な加速条件に基
    づいて起こることにより、第１の期間における状態遷移
    の第１の速度は第２の期間における遷移の第２の速度と
    異なるコーディング装置。
  56. 【請求項５６】 請求項５５記載のコーディング装置に
    おいて、該状態テーブルに対する更新が該加速条件の増
    減によりＰＥＭ状態を修正することを含むことを特徴と
    するコーディング装置。
  57. 【請求項５７】 請求項５６記載のコーディング装置に
    おいて、加速条件が所定の数である時には適応的加速が
    行なわれないことを特徴とするコーディング装置。
  58. 【請求項５８】 請求項５６記載のコーディング装置に
    おいて、該加速条件が連続した符号語の数に基づき更新
    されることを特徴とするコーディング装置。
  59. 【請求項５９】 請求項５８記載のコーディング装置に
    おいて、連続した符号語が同じコンテキストでの連続し
    た符号語であることを特徴とするコーディング装置。
  60. 【請求項６０】 請求項５８記載のコーディング装置に
    おいて、連続した符号語が同じ確率クラスでの連続した
    符号語であることを特徴とするコーディング装置。
  61. 【請求項６１】 請求項５６記載のコーディング装置に
    おいて、該加速条件が交互に替わる符号語の数に基づい
    て更新されることを特徴とするコーディング装置。
  62. 【請求項６２】 複数の符号語からなるデータストリー
    ムを復号するためのエントロピー復号器であって、該デ
    ータストリームを受け取るための複数のビットストリー
    ムジェネレータと、該複数のビットストリームジェネレ
    ータに確率予測値を与えるために該複数のビットストリ
    ームジェネレータに接続された状態テーブルとを有し、 該複数のビットジェネレータは、複数のｎ値に対するＲ
    ｎ（ｋ）符号を用い、該確率予測値に応じて該データス
    トリーム中の各符号語に対する復号結果を生成し、ま
    た、該状態テーブルは第１の複数の状態と第２の複数の
    状態を含み、符号間遷移は、該第１の複数の状態におい
    て遷移する時のほうが、該第２の複数の状態において遷
    移する時よりも高速に起こるエントロピー復号器。
  63. 【請求項６３】 請求項６２記載のエントロピー復号器
    において、 該第１の複数の状態がそれぞれＲ２（ｋ）
    符号を含むことを特徴とするエントロピー復号器。
  64. 【請求項６４】 請求項６２記載のエントロピー復号器
    において、該第１の複数の状態が初期化の間だけ利用さ
    れることを特徴とするエントロピー復号器。
  65. 【請求項６５】 複数の符号語からなるデータストリー
    ムを復号するためのエントロピー復号器であって、該デ
    ータストリームを受け取るための複数のビットストリー
    ムジェネレータと、インデックスに基づいて確率予測値
    を与えるために接続された状態テーブルとを有し、 ここにおいて、該状態テーブルは複数の状態を持ち、該
    複数の状態はそれぞれ１つの符号に対応し、該状態テー
    ブル内の全ての符号が予め決められた回数繰り返され、 該状態テーブルの状態間遷移は修正可能な加速条件に基
    づいて起こることにより、第１の期間における状態間遷
    移の第１の速度は第２の期間における遷移の第２の速度
    と異なるエントロピー復号器。
  66. 【請求項６６】 請求項６２記載のエントロピー復号器
    において、該状態テーブル内の全ての符号が一定回数繰
    り返されることを特徴とするエントロピー復号器。
  67. 【請求項６７】 請求項６６記載のエントロピー復号器
    において、該状態テーブルに対する更新が加速条件によ
    りＰＥＭ状態を修正することを含むことを特徴とするエ
    ントロピー復号器。
  68. 【請求項６８】 請求項６７記載のエントロピー復号器
    において、該加速条件が予め決められた値である時に適
    応的加速が行なわれないことを特徴とするエントロピー
    復号器。
  69. 【請求項６９】 請求項６７記載のエントロピー復号器
    において、該加速条件が連続した符号語の数に基づいて
    更新されることを特徴とするエントロピー復号器。
  70. 【請求項７０】 請求項６７記載のエントロピー復号器
    において、該加速条件が交互に替わる符号語の数に基づ
    いて更新されることを特徴とするエントロピー復号器。
  71. 【請求項７１】 複数のインターリーブド語を復号する
    ための復号器であって、 該データストリームを受け取って適切に整列された符号
    化データを出力するためのシフタ、 該適切に整列された符号化データを符号語として受け取
    って符号語種類を判定するための、該シフタに接続され
    たランレングスデコーダ、 該ランレングスデコーダが各符号語に応じてランレング
    スとＬＰＳが出現したか否かの表示を生成するように、
    該ランレングスデコーダのための符号を決定する、該ラ
    ンレングスデコーダに接続された確率予測マシンを有
    し、 ここにおいて、該シフタは該データストリームからの符
    号語をシフトするための可変長シフト機構を有し、かつ
    整列された符号語データが符号語の１つの系列として出
    力されるように、該シフト機構に応答して該データスト
    リームから符号語を受け取るよう接続された複数のレジ
    スタを有する復号器。
  72. 【請求項７２】 請求項７１記載の復号器において、該
    複数のレジスタ中の一部のレジスタは、該複数のレジス
    タ中の別のレジスタから、または該データストリームか
    らデータを受け取るように接続されることを特徴とする
    復号器。
  73. 【請求項７３】 請求項７１記載の復号器において、該
    可変長シフト機構が該データストリームからのデータを
    該複数のレジスタへシフトするためのバレルシフタを含
    むことを特徴とする復号器。
  74. 【請求項７４】 請求項７１記載の復号器において、該
    シフタが複数のレジスタを持つＦＩＦＯを有し、該複数
    のレジスタのそれぞれが該インターリーフド語を入力と
    して受け取り、かつ、該複数のレジスタ中の少なくとも
    １つのレジスタが該複数のレジスタ中の他のレジスタか
    ら符号語を受け取るように接続されることを特徴とする
    復号器。
  75. 【請求項７５】 請求項７１記載の復号器において、該
    シフタが、 符号語データを受け取るように接続され、それぞれが複
    数のストリーム中の別個のストリームに接続された第１
    の複数のレジスタと、 該第１の複数のレジスタのそれぞれから符号語データを
    入力として受け取り、１度に該第１の複数のレジスタ中
    の１つのレジスタから符号語を出力するように接続され
    たマルチプレクサと、 該マルチプレクサからの符号語データをシフトし整列さ
    れた符号語データとして出力するための、該マルチプレ
    クサの出力に接続されたバレルシフタと、 符号語をシフトすべきビット数を指示するための、該バ
    レルシフタに接続された論理と、 該マルチプレクサから符号語を受け取るように接続され
    た複数のレジスタを持つＦＩＦＯとを有し、 該複数のレジスタのそれぞれは入力として該インターリ
    ーブド語からのデータを受け取り、かつ、該複数のレジ
    スタ中の少なくとも１つのレジスタは該複数のレジスタ
    中の別のレジスタから符号語を受け取るように接続され
    ることを特徴とする復号器。
  76. 【請求項７６】 データを復号するための復号装置であ
    って、 該データを受け取るよう接続されたＦＩＦＯ構造と、 コンテキストを提供するためのコンテキストモデルと、 該コンテキストモデルに接続された、状態情報を記憶す
    るためのメモリであって、該コンテキストモデルによっ
    て提供された各コンテキストに応じて状態情報を提供す
    るメモリと、 該ＦＩＦＯ構造から符号化データを、該メモリから状態
    情報を受け取るように接続され、該ＦＩＦＯ構造から与
    えられた符号語を、該メモリから与えられた状態情報を
    利用して復号する複数の復号器とを有し、該複数の復号
    器が複数の符号のためのランカウントを提供する復号装
    置。
  77. 【請求項７７】 請求項７６記載の復号装置において、
    該ＦＩＦＯ構造がコンテキスト及び確率クラスと無関係
    に符号化データを該複数の復号器に供給することを特徴
    とする復号装置。
  78. 【請求項７８】 請求項７６記載の復号装置において、
    該復号器がランカウントを記憶するためのランカウント
    メモリを有し、該ランカウントメモリが確率クラスに基
    づいてアクセス可能であることを特徴とする復号装置。
  79. 【請求項７９】 請求項７６記載の復号装置において、
    該ＦＩＦＯ構造が２つの復号器に対しデータを供給する
    ことを特徴とする復号装置。
  80. 【請求項８０】 請求項７６記載の復号装置において、
    該ＦＩＦＯ構造が各復号器毎に１つずつ複数の出力を有
    することを特徴とする復号装置。
  81. 【請求項８１】 請求項８０記載の復号装置において、
    該ＦＩＦＯ構造が、１対のマルチプレクサと、各復号器
    へ１つの符号語が確実に供給されるよう該１対のマルチ
    プレクサを選択するための制御論理とを有することを特
    徴とする復号装置。
  82. 【請求項８２】 請求項８１記載の復号装置において、
    該１対のマルチプレクサが該制御論理により該複数の復
    号器中の１つから受領した要求に基づき選択されること
    を特徴とする復号装置。
  83. 【請求項８３】 入力データを符号化するための符号化
    装置であって、 該入力データを受け取るよう接続された、符号化データ
    を複数のストリームとして生成するための符号化ユニッ
    トを有し、符号化データは１組の基準に基づいて該複数
    のストリームに割り当てられ、かつ該複数の符号化デー
    タのストリームを記憶するための、該符号化ユニットに
    接続された一定サイズのメモリを有し、重用度が低い符
    号化データは該一定サイズメモリがオーバーフローする
    ときには捨てられる、符号化装置。
  84. 【請求項８４】 請求項８３記載の符号化装置におい
    て、該メモリが複数の記憶域を有し、該複数の記憶域の
    それぞれに格納される符号語データが異なった重用度レ
    ベルの符号化データからなることを特徴とする符号化装
    置。
  85. 【請求項８５】 請求項８４記載の符号化装置におい
    て、ある重用度レベルの符号化データが別の重用度レベ
    ルの符号化データを記憶している少なくとも１つの該メ
    モリの記憶域に格納されることを特徴とする符号化装
    置。
  86. 【請求項８６】 請求項８５記載の符号化装置におい
    て、該ある重用度レベルの符号化データが該少なくとも
    １つの記憶域内の該別の重用度レベルの符号化データの
    上に重ね書きされることを特徴とする符号化装置。
  87. 【請求項８７】 データの符号化中にシステムの複数の
    コンテキストを初期化するための方法であって、 該複数のコンテキストを初期化するステップを有し、こ
    こにおいて該複数のコンテキスト中の各コンテキストは
    カウンタ値に基づいてアクセスされ、 現在コンテキストのＰＥＭ状態を取得するステップを有
    し、該ＰＥＭ状態取得のステップは、 該ＰＥＭ状態を指示する各コンテキストのための記憶指
    示をアクセスするステップと、 該アクセスされたメモリロケーションが現在動作のため
    に有効か否か判定するため、該現在コンテキストの番号
    を該カウンタ値と比較し、該カウンタ値が該ロケーショ
    ンが初期化済みであることを指示しているときにデータ
    が有効であると判定するステップと、 該コンテキストのために初期ＰＥＭ状態を用い、該アク
    セスされたメモリロケーションが有効でない時にはコン
    テキストのための現在ＰＥＭ状態を無視するステップ
    と、 該データが有効ならば該コンテキストのために現在割り
    当てられているＰＥＭ状態を用いるステップとを有す
    る、初期化方法。
  88. 【請求項８８】 請求項８７記載の初期化方法におい
    て、ＰＥＭ状態が変わったときに新しいＰＥＭ状態を書
    き込むステップをさらに有することを特徴とする初期化
    方法。
  89. 【請求項８９】 入力データを復号するための復号器で
    あって、 コンテキストビンを提供するためのコンテキストモデル
    と、 該コンテキストビンに基づいて確率状態を提供するため
    の、該コンテキストモデルに接続されたメモリと、 該確率状態に基づいて確率クラスを発生するための、該
    メモリに接続された論理と、 該確率クラスに基づきイネーブル信号を発生するデコー
    ダと、 該デコーダに接続され、かつ該符号化データを受け取る
    ように接続された複数のビットジェネレータとを有し、 該複数のビットジェネレータはそれぞれ少なくとも１つ
    の固有の符号のための専用とされ、該デコーダは該確率
    クラスに基づいて該複数のビットジェネレータ中の１つ
    のビットジェネレータをイネーブルすることにより、該
    １つのビットジェネレータが該符号化データを復号す
    る、復号器。
  90. 【請求項９０】 請求項８９記載の復号器において、該
    複数のビットジェネレータ中の少なくとも１つのビット
    ジェネレータがＲ−符号を使ってデータを復号し、該複
    数のビットジェネレータ中の少なくとも１つのビットジ
    ェネレータがＲ−符号以外の符号を使ってデータを復号
    することを特徴とする復号器。
  91. 【請求項９１】 請求項８９記載の復号器において、短
    ランレングス用ビットジェネレータがＲ−符号復号器と
    して働くことを特徴とする復号器。
  92. 【請求項９２】 請求項８９記載の復号器において、長
    ランレングス用ビットジェネレータが短ランユニットと
    長ランユニットとからなり、該短ランユニットが予め決
    められた第１の長さの符号を扱い、該長ランユニットが
    残りのビットを扱い、該残りのビットに出力すべきビッ
    トがあれば、それを決定することを特徴とする復号器。
  93. 【請求項９３】 コンテキストビンを提供するステップ
    と、 該コンテキストビンを用いてメモリをアクセスし確率状
    態を得るステップと、 該確率状態に基づいて確率クラスを生成するステップ
    と、 複数のビットジェネレータ中の１つのビットジェネレー
    タをイネーブルするステップとを有し、該複数のビット
    ジェネレータはそれぞれ少なくとも１つの固有の符号の
    ための専用であって、該少なくとも１つの固有の符号だ
    けが復号に使用されて該１つのビットジェネレータが符
    号化データを復号する、入力データを復号するための復
    号方法。
  94. 【請求項９４】 入力データを符号化するための符号化
    器と、 コンテキストビンを提供するためのコンテキストモデル
    と、 該コンテキストビンに基づいて確率状態を提供するため
    の、該コンテキストモデルに接続されたメモリと、 該確率状態に基づいて確率クラスを提供するための、該
    メモリに接続された論理と、 該確率クラスに基づきイネーブル信号を発生するデコー
    ダと、 該デコーダに接続され該入力データを受け取るよう接続
    された複数のビットジェネレータとを有し、該複数のビ
    ットジェネレータはそれぞれ少なくとも１つの固有の符
    号のための専用であって、該デコーダは該確率クラスに
    基づいて該複数のビットジェネレータ中の１つのビット
    ジェネレータをイネーブルすることにより、該１つのビ
    ットジェネレータが該入力データを符号化する、符号化
    器。
  95. 【請求項９５】 請求項９４記載の符号化器において、
    該複数のビットジェネレータ中の少なくとも１つのビッ
    トジェネレータがＲ−符号を用いてデータを符号化し、
    該複数のビットジェネレータ中の少なくとも１つのビッ
    トジェネレータがＲ−符号以外の符号を用いてデータを
    符号化することを特徴とする符号化器。
  96. 【請求項９６】 請求項９４記載の符号化器において、
    短ランレングス用ビットジェネレータがＲ−符号符号化
    器として働くことを特徴とする符号化器。
  97. 【請求項９７】 請求項９４記載の符号化器において、
    長ランレングス用ビットジェネレータが短ランユニット
    と長ランユニットとからなり、該短ランユニットが予め
    決められた第１の長さの符号を扱い、該長ランユニット
    が残りのビットを扱い、該残りのビットに出力すべきビ
    ットがあれば、それを決定することを特徴とする符号化
    器。
  98. 【請求項９８】 入力データを符号化する方法であっ
    て、 コンテキストビンを提供するステップと、 該コンテキストビンを用いてメモリをアクセスし確率状
    態を得るステップと、 該確率クラスに基づいて確率クラスを生成するステップ
    と、 複数のビットジェネレータ中の１つのビットジェネレー
    タをイネーブルするステップとを有し、該複数のビット
    ジェネレータはそれぞれ少なくとも１つの符号のための
    専用とされており該少なくとも１つの符号だけが符号化
    に用いられ、該１つのビットジェネレータが該入力デー
    タデータを符号化する、符号化方法。
  99. 【請求項９９】 複数の符号語からなる符号化データを
    復号するための方法であって、 各ランカウンタに関連したカウンタにカウント値をロー
    ドするステップを有し、ここにおいて、該カウント値は
    符号化中に新たなランが始まった時に用いられる符号語
    メモリのサイズに対応し、該カウント値は該各ランカウ
    ンタのための新たな符号語がフェッチされた時にロード
    され、かつ符号語がフェッチされるたびに該カウント値
    をデクリメントするステップと、 該カウンタが０までデクリメントした時に該新たな符号
    語に関連したビットジェネレータ状態をクリアするステ
    ップと、を有する復号方法。
  100. 【請求項１００】 請求項９９記載の復号方法におい
    て、各ランカウンタが１つのＰＥＭ状態に対応すること
    を特徴とする復号方法。
  101. 【請求項１０１】 請求項９９記載の復号方法におい
    て、各ランカウンタが１つのコンテキストビンに対応す
    ることを特徴とする復号方法。
  102. 【請求項１０２】 複数の符号語からなる符号化データ
    を復号するための方法であって、 １つの符号語が要求される度に現在時刻表示を含むカウ
    ンタ値をインクリメントするステップと、 最初の符号語が始まった時に該カウンタ値を記憶時刻表
    示として格納するステップと、 該記憶時刻表示に符号化器メモリのサイズを足したもの
    を現在時刻表示と比較するステップとを有し、 該現在時刻表示のほうが該記憶時刻表示に該符号化器メ
    モリのサイズを足したものより大きい時に、該最初の符
    号語のためのビットジェネレータ状態がクリアされ第２
    の符号語が要求される、復号方法。
  103. 【請求項１０３】 請求項１０２記載の復号方法におい
    て、該記憶時刻表示が１つのタイムスタンプからなるこ
    とを特徴とする復号方法。
  104. 【請求項１０４】 該記憶時刻表示を後続の符号語のた
    めに再使用するステップをさらに有することを特徴とす
    る請求項１０２記載の復号方法。
  105. 【請求項１０５】 複数の符号語からなる符号化データ
    を復号するための方法であって、 符号語に対応したインデックスを該符号語が要求された
    時にキューに格納するステップと、 該キュー内の該インデックスのエントリーに無効のマー
    クを付けるステップ；該符号語が完成したならば該符号
    語を該エントリーに格納して該エントリーに有効のマー
    クを付けるステップと、 該キューより復号すべきデータを出力させ、該キューエ
    ントリーが有効であれば該符号語が復号のため出力され
    るステップと、 該キューエントリーからデータを出力させ、その時に該
    キューエントリーに無効のマークが付いているならば該
    データが無効であることを復号器に指示するステップと
    を有し、該無効のマークが付けられたキューからのデー
    タを受け取ると該復号器によりビットジェネレータ状態
    がクリアされる、復号方法。
  106. 【請求項１０６】 符号化データを復号するための復号
    装置であって、 コンテキストを提供するための、複数の集積回路からな
    るコンテキストモデル機構と、 状態情報を格納し該コンテキストモデル機構から提供さ
    れる各コンテキストに応じて状態情報を提供する、該コ
    ンテキストモデル機構に接続されたメモリと、 該メモリより提供される該状態情報を用いて符号語を復
    号するための、該メモリに接続された複数の復号器とを
    有し、該複数の復号器は複数のＲ−符号を用いて符号語
    を復号し、該複数のＲ−符号が最低確率シンボルが後に
    続かない最高確率シンボルの非最大長ランを少なくとも
    １つ含む、復号装置。
  107. 【請求項１０７】 請求項１０６記載の復号装置におい
    て、非最大長ランのカウントが一義的に復号可能なプリ
    フィックスを有する、ことを特徴とする復号装置。
  108. 【請求項１０８】 複数の符号語を有する符号ストリー
    ムを復号するための復号装置であって、 コンテキストを提供するための、複数の集積回路からな
    るコンテキストモデル機構と、 状態情報を格納し該コンテキストモデル機構から提供さ
    れる各コンテキストに応じて状態情報を提供する、該コ
    ンテキストモデル機構に接続されたメモリと、 該メモリより提供される該状態情報を用いて符号語を復
    号するための、該メモリに接続された複数の復号器とを
    有する復号装置。
  109. 【請求項１０９】 請求項１０８記載の復号装置におい
    て、該コンテキストモデル機構が、該複数の集積回路中
    の１つの集積回路よりコンテキストを提供する少なくと
    も１つのコンテキストモデルと、該複数の集積回路中の
    別の集積回路よりコンテキストを提供する少なくとも１
    つのコンテキストモデルとを含むことを特徴とする復号
    装置。
  110. 【請求項１１０】 請求項１０９記載の復号装置におい
    て、該複数の集積回路中の該１つの集積回路側の該少な
    くとも１つのコンテキストモデルが０次コンテキストモ
    デルを含むことを特徴とする復号装置。
  111. 【請求項１１１】 請求項１０８記載の復号装置におい
    て、該複数の集積回路より該メモリへ直接的にコンテキ
    ストが与えられることを特徴とする復号装置。
  112. 【請求項１１２】 請求項１０８記載の復号装置におい
    て、第１のコンテキストの第１の部分が１つの集積回路
    によって提供され、該第１のコンテキストの第２の部分
    が別の集積回路より提供されることを特徴とする復号装
    置。
  113. 【請求項１１３】 請求項１７記載の符号化装置におい
    て、該ビットジェネレータのビットジェネレータ状態が
    更新され、該ビットジェネレータが更新後の状態が該メ
    モリに書き込まれる前に再使用されることを特徴とする
    符号化装置。
  114. 【請求項１１４】 請求項１１３記載の符号化装置にお
    いて、該ビットジェネレータが１つの読み出し−修正−
    書き込みサイクルの修正ステージ中に再使用されること
    を特徴とする符号化装置。
  115. 【請求項１１５】 請求項１７記載の符号化装置におい
    て、該ビットジェネレータが更新された状態のメモリへ
    の書き込み前に再使用される時に非最小長ランカウント
    を生成することを特徴とする符号化装置。
  116. 【請求項１１６】 請求項１７記載の符号化装置におい
    て、該ビットジェネレータが各ランレングスの後に少な
    くとも符号化されない１ビットが続くように決められた
    Ｒ−符号を用いてデータを符号化することにより、同一
    ランレングスの２つの符号語が連続して復号されること
    がないことを特徴とする符号化装置。
  117. 【請求項１１７】 複数の符号語を有する符号ストリー
    ムを復号するための復号装置であって、 コンテキストを提供するためのコンテキストモデル機構
    と、 状態情報を格納し該コンテキストモデル機構から提供さ
    れる各コンテキストに応じて状態情報を提供する、該コ
    ンテキストモデル機構に接続されたメモリと、 該メモリより提供される該状態情報を用いて符号語を復
    号するための、該メモリに接続された複数の復号器とを
    有し、該複数の復号器中の少なくとも１つの復号器は遅
    延許容型の復号器である復号装置。
  118. 【請求項１１８】 請求項１１７記載の復号装置におい
    て、該複数の復号器中の少なくとも１つの復号器が、あ
    る遅延の後に利用可能な復号データに基づいて可変長シ
    フトを行なうことを特徴とする復号装置。
  119. 【請求項１１９】 請求項１１７記載の復号装置におい
    て、該複数の復号器がそれぞれ入力として可変長データ
    を受け取ることを特徴とする復号装置。
  120. 【請求項１２０】 請求項１１９記載の復号装置におい
    て、該複数の復号器が可変長の入力データを並列的に復
    号することを特徴とする復号装置。
  121. 【請求項１２１】 請求項１１７記載の復号装置におい
    て、該複数の復号器の出力が固定長インターリーブド語
    に分割されることを特徴とする復号装置。
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